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12 \chapter{La gestione dei processi}
13 \label{cha:process_handling}
15 Come accennato nell'introduzione in un sistema unix-like tutte le operazioni
16 vengono svolte tramite opportuni processi. In sostanza questi ultimi vengono
17 a costituire l'unità base per l'allocazione e l'uso delle risorse del sistema.
19 Nel precedente capitolo abbiamo esaminato il funzionamento di un processo come
20 unità a se stante, in questo esamineremo il funzionamento dei processi
21 all'interno del sistema. Saranno cioè affrontati i dettagli della creazione e
22 della terminazione dei processi, della gestione dei loro attributi e
23 privilegi, e di tutte le funzioni a questo connesse. Infine nella sezione
24 finale introdurremo alcune problematiche generiche della programmazione in
25 ambiente multitasking.
28 \section{Le funzioni di base}% della gestione dei processi}
29 \label{sec:proc_handling}
31 In questa sezione tratteremo le problematiche della gestione dei processi
32 all'interno del sistema, illustrandone tutti i dettagli. Inizieremo con una
33 panoramica dell'architettura dei processi, tratteremo poi le funzioni
34 elementari che permettono di leggerne gli identificatori, per poi passare alla
35 spiegazione delle funzioni base che si usano per la creazione e la
36 terminazione dei processi, e per la messa in esecuzione degli altri programmi.
39 \subsection{L'architettura della gestione dei processi}
40 \label{sec:proc_hierarchy}
42 A differenza di quanto avviene in altri sistemi, ad esempio nel VMS la
43 generazione di nuovi processi è un'operazione privilegiata, una delle
44 caratteristiche fondanti di Unix, che esamineremo in dettaglio più avanti, è
45 che qualunque processo può a sua volta generarne altri. Ogni processo è
46 identificato presso il sistema da un numero univoco, il cosiddetto
47 \textit{process identifier} o, più brevemente, \acr{pid}, assegnato in forma
48 progressiva (vedi sez.~\ref{sec:proc_pid}) quando il processo viene creato.
50 Una seconda caratteristica di un sistema unix-like è che la generazione di un
51 processo è un'operazione separata rispetto al lancio di un programma. In
52 genere la sequenza è sempre quella di creare un nuovo processo, il quale
53 eseguirà, in un passo successivo, il programma desiderato: questo è ad esempio
54 quello che fa la shell quando mette in esecuzione il programma che gli
55 indichiamo nella linea di comando.
57 Una terza caratteristica del sistema è che ogni processo è sempre stato
58 generato da un altro processo, il processo generato viene chiamato
59 \textit{processo figlio} (\textit{child process}) mentre quello che lo ha
60 viene chiamato \textsl{processo padre} (\textit{parent process}). Questo vale
61 per tutti i processi, con una sola eccezione, dato che ci deve essere un punto
62 di partenza esiste un processo speciale (che normalmente è \cmd{/sbin/init}),
63 che come abbiamo accennato in sez.~\ref{sec:intro_kern_and_sys} viene lanciato
64 dal kernel alla conclusione della fase di avvio. Essendo questo il primo
65 processo lanciato dal sistema ha sempre il \acr{pid} uguale a 1 e non è figlio
66 di nessun altro processo.
68 Ovviamente \cmd{init} è un processo speciale che in genere si occupa di far
69 partire tutti gli altri processi necessari al funzionamento del sistema,
70 inoltre \cmd{init} è essenziale per svolgere una serie di compiti
71 amministrativi nelle operazioni ordinarie del sistema (torneremo su alcuni di
72 essi in sez.~\ref{sec:proc_termination}) e non può mai essere terminato. La
73 struttura del sistema comunque consente di lanciare al posto di \cmd{init}
74 qualunque altro programma, e in casi di emergenza (ad esempio se il file di
75 \cmd{init} si fosse corrotto) è ad esempio possibile lanciare una shell al suo
76 posto.\footnote{la cosa si fa passando la riga \cmd{init=/bin/sh} come
77 parametro di avvio del kernel, l'argomento è di natura amministrativa e
78 trattato in sez.~5.3 di \cite{AGL}.}
83 [piccardi@gont piccardi]$ pstree -n
102 |-bash---startx---xinit-+-XFree86
103 | `-WindowMaker-+-ssh-agent
111 | |-wterm---bash---pstree
112 | `-wterm---bash-+-emacs
119 \caption{L'albero dei processi, così come riportato dal comando
121 \label{fig:proc_tree}
124 Dato che tutti i processi attivi nel sistema sono comunque generati da
125 \cmd{init} o da uno dei suoi figli si possono classificare i processi con la
126 relazione padre/figlio in un'organizzazione gerarchica ad albero. In
127 fig.~\ref{fig:proc_tree} si è mostrato il risultato del comando \cmd{pstree}
128 che permette di visualizzare questa struttura, alla cui base c'è \cmd{init}
129 che è progenitore di tutti gli altri processi.\footnote{in realtà questo non è
130 del tutto vero, in Linux, specialmente nelle versioni più recenti del
131 kernel, ci sono alcuni processi speciali (come \cmd{keventd}, \cmd{kswapd},
132 ecc.) che pur comparendo nei comandi come figli di \cmd{init}, o con
133 \acr{pid} successivi ad uno, sono in realtà processi interni al kernel e che
134 non rientrano in questa classificazione.}
136 Il kernel mantiene una tabella dei processi attivi, la cosiddetta
137 \itindex{process~table} \textit{process table}. Per ciascun processo viene
138 mantenuta una voce in questa tabella, costituita da una struttura
139 \kstruct{task\_struct}, che contiene tutte le informazioni rilevanti per quel
140 processo. Tutte le strutture usate a questo scopo sono dichiarate
141 nell'\textit{header file} \file{linux/sched.h}, ed uno schema semplificato,
142 che riporta la struttura delle principali informazioni contenute nella
143 \struct{task\_struct} (che in seguito incontreremo a più riprese), è mostrato
144 in fig.~\ref{fig:proc_task_struct}.
147 \centering \includegraphics[width=14cm]{img/task_struct}
148 \caption{Schema semplificato dell'architettura delle strutture usate dal
149 kernel nella gestione dei processi.}
150 \label{fig:proc_task_struct}
153 % TODO la task_struct è cambiata per qualche dettaglio vedi anche
154 % http://www.ibm.com/developerworks/linux/library/l-linux-process-management/
155 % TODO completare la parte su quando viene chiamato lo scheduler.
157 Come accennato in sez.~\ref{sec:intro_unix_struct} è lo \itindex{scheduler}
158 \textit{scheduler} che decide quale processo mettere in esecuzione; esso viene
159 eseguito ad ogni \textit{system call} ed ad ogni interrupt e in una serie di
160 altre occasioni, ma può essere anche attivato esplicitamente. Il timer di
161 sistema provvede comunque a che esso sia invocato periodicamente; generando un
162 interrupt periodico secondo la frequenza specificata dalla costante
163 \const{HZ},\footnote{fino al kernel 2.4 il valore di \const{HZ} era 100 su
164 tutte le architetture tranne l'alpha, per cui era 1000, nel 2.6 è stato
165 portato a 1000 su tutte; dal 2.6.13 lo si può impostare in fase di
166 compilazione del kernel, con un default di 250 e valori possibili di 100,
167 250, 1000 e dal 2.6.20 anche 300 (che è divisibile per le frequenze di
168 refresh della televisione); occorre fare attenzione a non confondere questo
169 valore con quello dei \itindex{clock~tick} \textit{clock tick} (vedi
170 sez.~\ref{sec:sys_unix_time}).} definita in \file{asm/param.h}, ed il cui
171 valore è espresso in Hertz.
173 A partire dal kernel 2.6.21 è stato introdotto anche un meccanismo
174 completamente diverso, detto \textit{tickless}, in cui non c'è più una
175 interruzione periodica con frequenza prefissata, ma ad ogni chiamata del timer
176 viene programmata l'interruzione successiva sulla base di una stima; in questo
177 modo si evita di dover eseguire un migliaio di interruzioni al secondo anche
178 su macchine che non stanno facendo nulla, con un forte risparmio nell'uso
179 dell'energia da parte del processore che può essere messo in stato di
180 sospensione anche per lunghi periodi di tempo.
182 Indipendentemente dalle motivazioni per cui questo avviene, ogni volta che
183 viene eseguito lo \itindex{scheduler} \textit{scheduler} effettua il calcolo
184 delle priorità dei vari processi attivi (torneremo su questo in
185 sez.~\ref{sec:proc_priority}) e stabilisce quale di essi debba essere posto in
186 esecuzione fino alla successiva invocazione.
189 \subsection{Gli identificatori dei processi}
192 Come accennato nella sezione precedente ogni processo viene identificato dal
193 sistema da un numero identificativo univoco, il \textit{process ID} o
194 \acr{pid}. Questo è un tipo di dato standard, \type{pid\_t} che in genere è un
195 intero con segno (nel caso di Linux e delle \acr{glibc} il tipo usato è
198 Il \acr{pid} viene assegnato in forma progressiva ogni volta che un nuovo
199 processo viene creato,\footnote{in genere viene assegnato il numero successivo
200 a quello usato per l'ultimo processo creato, a meno che questo numero non
201 sia già utilizzato per un altro \acr{pid}, \acr{pgid} o \acr{sid} (vedi
202 sez.~\ref{sec:sess_proc_group}).} fino ad un limite che, essendo il
203 tradizionalmente il \acr{pid} un numero positivo memorizzato in un intero a 16
204 bit, arriva ad un massimo di 32768. Oltre questo valore l'assegnazione
205 riparte dal numero più basso disponibile a partire da un minimo di
206 300,\footnote{questi valori, fino al kernel 2.4.x, erano definiti dalla macro
207 \const{PID\_MAX} nei file \file{threads.h} e \file{fork.c} dei sorgenti del
208 kernel, con il 2.6.x e la nuova interfaccia per i \itindex{thread}
209 \textit{thread} anche il meccanismo di allocazione dei \acr{pid} è stato
210 modificato ed il valore massimo è impostabile attraverso il file
211 \sysctlfile{kernel/pid\_max} e di default vale 32768.} che serve a
212 riservare i \acr{pid} più bassi ai processi eseguiti direttamente dal kernel.
213 Per questo motivo, come visto in sez.~\ref{sec:proc_hierarchy}, il processo di
214 avvio (\cmd{init}) ha sempre il \acr{pid} uguale a uno.
216 Tutti i processi inoltre memorizzano anche il \acr{pid} del genitore da cui
217 sono stati creati, questo viene chiamato in genere \acr{ppid} (da
218 \textit{parent process ID}). Questi due identificativi possono essere
219 ottenuti usando le due funzioni \funcd{getpid} e \funcd{getppid}, i cui
225 \fdecl{pid\_t getpid(void)}
226 \fdesc{Restituisce il \acr{pid} del processo corrente..}
227 \fdecl{pid\_t getppid(void)}
228 \fdesc{Restituisce il \acr{pid} del padre del processo corrente.}
230 {Entrambe le funzioni non riportano condizioni di errore.}
233 \noindent esempi dell'uso di queste funzioni sono riportati in
234 fig.~\ref{fig:proc_fork_code}, nel programma \file{ForkTest.c}.
236 Il fatto che il \acr{pid} sia un numero univoco per il sistema lo rende un
237 candidato per generare ulteriori indicatori associati al processo di cui
238 diventa possibile garantire l'unicità: ad esempio in alcune implementazioni la
239 funzione \func{tempnam} (si veda sez.~\ref{sec:file_temp_file}) usa il
240 \acr{pid} per generare un \itindex{pathname} \textit{pathname} univoco, che
241 non potrà essere replicato da un altro processo che usi la stessa
242 funzione. Questo utilizzo però può risultare pericoloso, un \acr{pid} infatti
243 è univoco solo fintanto che un processo è attivo, una volta terminato esso
244 potrà essere riutilizzato da un processo completamente diverso, e di questo
245 bisogna essere ben consapevoli.
247 Tutti i processi figli dello stesso processo padre sono detti
248 \textit{sibling}, questa è una delle relazioni usate nel \textsl{controllo di
249 sessione}, in cui si raggruppano i processi creati su uno stesso terminale,
250 o relativi allo stesso login. Torneremo su questo argomento in dettaglio in
251 cap.~\ref{cha:session}, dove esamineremo gli altri identificativi associati ad
252 un processo e le varie relazioni fra processi utilizzate per definire una
255 Oltre al \acr{pid} e al \acr{ppid}, e a quelli che vedremo in
256 sez.~\ref{sec:sess_proc_group}, relativi al controllo di sessione, ad ogni
257 processo vengono associati degli ulteriori identificatori ed in particolare
258 quelli che vengono usati per il controllo di accesso. Questi servono per
259 determinare se un processo può eseguire o meno le operazioni richieste, a
260 seconda dei privilegi e dell'identità di chi lo ha posto in esecuzione;
261 l'argomento è complesso e sarà affrontato in dettaglio in
262 sez.~\ref{sec:proc_perms}.
265 \subsection{La funzione \func{fork} e le funzioni di creazione dei processi}
266 \label{sec:proc_fork}
268 La funzione \funcd{fork} è la funzione fondamentale della gestione dei
269 processi: come si è detto tradizionalmente l'unico modo di creare un nuovo
270 processo era attraverso l'uso di questa funzione,\footnote{in realtà oggi la
271 \textit{system call} usata da Linux per creare nuovi processi è \func{clone}
272 (vedi \ref{sec:process_clone}), anche perché a partire dalle \acr{glibc}
273 2.3.3 non viene più usata la \textit{system call} originale, ma la stessa
274 \func{fork} viene implementata tramite \func{clone}, cosa che consente una
275 migliore interazione coi \textit{thread}.} essa quindi riveste un ruolo
276 centrale tutte le volte che si devono scrivere programmi che usano il
277 multitasking.\footnote{oggi questa rilevanza, con la diffusione dell'uso dei
278 \textit{thread} che tratteremo al cap.~\ref{cha:threads}, è in parte minore,
279 ma \func{fork} resta comunque la funzione principale per la creazione di
280 processi.} Il prototipo della funzione è:
284 \fdecl{pid\_t fork(void)}
285 \fdesc{Crea un nuovo processo.}
287 {La funzione ritorna il \acr{pid} del figlio al padre e $0$ al figlio in caso
288 di successo e $-1$ al padre senza creare il figlio per un errore,
289 nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
291 \item[\errcode{EAGAIN}] non ci sono risorse sufficienti per creare un altro
292 processo (per allocare la tabella delle pagine e le strutture del task) o
293 si è esaurito il numero di processi disponibili.
294 \item[\errcode{ENOMEM}] non è stato possibile allocare la memoria per le
295 strutture necessarie al kernel per creare il nuovo processo.
299 Dopo il successo dell'esecuzione di una \func{fork} sia il processo padre che
300 il processo figlio continuano ad essere eseguiti normalmente a partire
301 dall'istruzione successiva alla \func{fork}. Il processo figlio è una copia del
302 padre, e riceve una copia dei \index{segmento!testo} segmenti di testo,
303 \index{segmento!dati} dati e dello \itindex{stack} \textit{stack} (vedi
304 sez.~\ref{sec:proc_mem_layout}), ed esegue esattamente lo stesso codice del
305 padre. Si tenga presente però che la memoria è copiata e non condivisa,
306 pertanto padre e figlio vedranno variabili diverse e le eventuali modifiche
307 saranno totalmente indipendenti.
309 Per quanto riguarda la gestione della memoria, in generale il
310 \index{segmento!testo} segmento di testo, che è identico per i due processi, è
311 condiviso e tenuto in sola lettura per il padre e per i figli. Per gli altri
312 segmenti Linux utilizza la tecnica del \itindex{copy~on~write} \textit{copy on
313 write}. Questa tecnica comporta che una pagina di memoria viene
314 effettivamente copiata per il nuovo processo solo quando ci viene effettuata
315 sopra una scrittura, e si ha quindi una reale differenza fra padre e figlio.
316 In questo modo si rende molto più efficiente il meccanismo della creazione di
317 un nuovo processo, non essendo più necessaria la copia di tutto lo spazio
318 degli indirizzi virtuali del padre, ma solo delle pagine di memoria che sono
319 state modificate, e solo al momento della modifica stessa.
321 La differenza che si ha nei due processi è che nel processo padre il valore di
322 ritorno della funzione \func{fork} è il \acr{pid} del processo figlio, mentre
323 nel figlio è zero; in questo modo il programma può identificare se viene
324 eseguito dal padre o dal figlio. Si noti come la funzione \func{fork} ritorni
325 due volte, una nel padre e una nel figlio.
327 La scelta di questi valori di ritorno non è casuale, un processo infatti può
328 avere più figli, ed il valore di ritorno di \func{fork} è l'unico modo che gli
329 permette di identificare quello appena creato. Al contrario un figlio ha
330 sempre un solo padre, il cui \acr{pid} può sempre essere ottenuto con
331 \func{getppid}, come spiegato in sez.~\ref{sec:proc_pid}, per cui si usa il
332 valore nullo, che non è il \acr{pid} di nessun processo.
334 Normalmente la chiamata a \func{fork} può fallire solo per due ragioni: o ci
335 sono già troppi processi nel sistema, il che di solito è sintomo che
336 qualcos'altro non sta andando per il verso giusto, o si è ecceduto il limite
337 sul numero totale di processi permessi all'utente argomento su cui torneremo
338 in sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}, (vedi in particolare
339 tab.~\ref{tab:sys_rlimit_values}).
341 L'uso di \func{fork} avviene secondo due modalità principali; la prima è
342 quella in cui all'interno di un programma si creano processi figli cui viene
343 affidata l'esecuzione di una certa sezione di codice, mentre il processo padre
344 ne esegue un'altra. È il caso tipico dei programmi server (il modello
345 \textit{client-server} è illustrato in sez.~\ref{sec:net_cliserv}) in cui il
346 padre riceve ed accetta le richieste da parte dei programmi client, per
347 ciascuna delle quali pone in esecuzione un figlio che è incaricato di fornire
350 La seconda modalità è quella in cui il processo vuole eseguire un altro
351 programma; questo è ad esempio il caso della shell. In questo caso il processo
352 crea un figlio la cui unica operazione è quella di fare una \func{exec} (di
353 cui parleremo in sez.~\ref{sec:proc_exec}) subito dopo la \func{fork}.
355 Alcuni sistemi operativi (il VMS ad esempio) combinano le operazioni di questa
356 seconda modalità (una \func{fork} seguita da una \func{exec}) in un'unica
357 operazione che viene chiamata \textit{spawn}. Nei sistemi unix-like è stato
358 scelto di mantenere questa separazione, dato che, come per la prima modalità
359 d'uso, esistono numerosi scenari in cui si può usare una \func{fork} senza
360 aver bisogno di eseguire una \func{exec}.
362 Inoltre, anche nel caso della seconda modalità d'uso, avere le due funzioni
363 separate permette al figlio di cambiare alcune caratteristiche del processo
364 (maschera dei segnali, redirezione dell'output, utente per conto del cui viene
365 eseguito, e molto altro su cui torneremo in seguito) prima della \func{exec},
366 rendendo così relativamente facile intervenire sulle le modalità di esecuzione
370 \footnotesize \centering
371 \begin{minipage}[c]{\codesamplewidth}
372 \includecodesample{listati/ForkTest.c}
375 \caption{Esempio di codice per la creazione di nuovi processi.}
376 \label{fig:proc_fork_code}
379 In fig.~\ref{fig:proc_fork_code} è riportato il corpo del codice del programma
380 di esempio \cmd{forktest}, che permette di illustrare molte caratteristiche
381 dell'uso della funzione \func{fork}. Il programma crea un numero di figli
382 specificato da linea di comando, e prende anche alcune opzioni per indicare
383 degli eventuali tempi di attesa in secondi (eseguiti tramite la funzione
384 \func{sleep}) per il padre ed il figlio (con \cmd{forktest -h} si ottiene la
385 descrizione delle opzioni). Il codice completo, compresa la parte che gestisce
386 le opzioni a riga di comando, è disponibile nel file \file{ForkTest.c},
387 distribuito insieme agli altri sorgenti degli esempi su
388 \url{http://gapil.truelite.it/gapil_source.tgz}.
390 Decifrato il numero di figli da creare, il ciclo principale del programma
391 (\texttt{\small 24--40}) esegue in successione la creazione dei processi figli
392 controllando il successo della chiamata a \func{fork} (\texttt{\small
393 25--29}); ciascun figlio (\texttt{\small 31--34}) si limita a stampare il
394 suo numero di successione, eventualmente attendere il numero di secondi
395 specificato e scrivere un messaggio prima di uscire. Il processo padre invece
396 (\texttt{\small 36--38}) stampa un messaggio di creazione, eventualmente
397 attende il numero di secondi specificato, e procede nell'esecuzione del ciclo;
398 alla conclusione del ciclo, prima di uscire, può essere specificato un altro
401 Se eseguiamo il comando, che è preceduto dall'istruzione \code{export
402 LD\_LIBRARY\_PATH=./} per permettere l'uso delle librerie dinamiche, senza
403 specificare attese (come si può notare in (\texttt{\small 17--19}) i valori
404 predefiniti specificano di non attendere), otterremo come risultato sul
407 [piccardi@selidor sources]$ export LD_LIBRARY_PATH=./; ./forktest 3
411 Process 1963: forking 3 child
412 Spawned 1 child, pid 1964
413 Child 1 successfully executing
414 Child 1, parent 1963, exiting
416 Spawned 2 child, pid 1965
417 Child 2 successfully executing
418 Child 2, parent 1963, exiting
420 Child 3 successfully executing
421 Child 3, parent 1963, exiting
422 Spawned 3 child, pid 1966
426 Esaminiamo questo risultato: una prima conclusione che si può trarre è che non
427 si può dire quale processo fra il padre ed il figlio venga eseguito per primo
428 dopo la chiamata a \func{fork}; dall'esempio si può notare infatti come nei
429 primi due cicli sia stato eseguito per primo il padre (con la stampa del
430 \acr{pid} del nuovo processo) per poi passare all'esecuzione del figlio
431 (completata con i due avvisi di esecuzione ed uscita), e tornare
432 all'esecuzione del padre (con la stampa del passaggio al ciclo successivo),
433 mentre la terza volta è stato prima eseguito il figlio (fino alla conclusione)
436 In generale l'ordine di esecuzione dipenderà, oltre che dall'algoritmo di
437 \itindex{scheduler} \textit{scheduling} usato dal kernel, dalla particolare
438 situazione in cui si trova la macchina al momento della chiamata, risultando
439 del tutto impredicibile. Eseguendo più volte il programma di prova e
440 producendo un numero diverso di figli, si sono ottenute situazioni
441 completamente diverse, compreso il caso in cui il processo padre ha eseguito
442 più di una \func{fork} prima che uno dei figli venisse messo in esecuzione.
444 Pertanto non si può fare nessuna assunzione sulla sequenza di esecuzione delle
445 istruzioni del codice fra padre e figli, né sull'ordine in cui questi potranno
446 essere messi in esecuzione. Se è necessaria una qualche forma di precedenza
447 occorrerà provvedere ad espliciti meccanismi di sincronizzazione, pena il
448 rischio di incorrere nelle cosiddette \itindex{race~condition} \textit{race
449 condition} (vedi sez.~\ref{sec:proc_race_cond}).
451 In realtà con l'introduzione dei kernel della serie 2.6 lo \itindex{scheduler}
452 \textit{scheduler} è stato modificato per eseguire sempre per primo il
453 figlio.\footnote{i risultati precedenti infatti sono stati ottenuti usando un
454 kernel della serie 2.4.} Questa è una ottimizzazione adottata per evitare
455 che il padre, effettuando per primo una operazione di scrittura in memoria,
456 attivasse il meccanismo del \itindex{copy~on~write} \textit{copy on write},
457 operazione inutile qualora il figlio venga creato solo per eseguire una
458 \func{exec} su altro programma che scarta completamente lo spazio degli
459 indirizzi e rende superflua la copia della memoria modificata dal
460 padre. Eseguendo sempre per primo il figlio la \func{exec} verrebbe effettuata
461 subito, con la certezza di utilizzare \itindex{copy~on~write} \textit{copy on
462 write} solo quando necessario.
464 Con il kernel 2.6.32 però il comportamento è stato nuovamente cambiato,
465 stavolta facendo eseguire per primo sempre il padre. Si è realizzato infatti
466 che l'eventualità prospettata per la scelta precedente era comunque molto
467 improbabile, mentre l'esecuzione immediata del padre presenta sempre il
468 vantaggio di poter utilizzare immediatamente tutti i dati che sono nella cache
469 della CPU e nella unità di gestione della memoria virtuale senza doverli
470 invalidare, cosa che per i processori moderni, che hanno linee di cache
471 interne molto profonde, avrebbe un forte impatto sulle prestazioni.
473 Allora anche se quanto detto in precedenza vale come comportamento effettivo
474 dei programmi soltanto per i kernel fino alla serie 2.4, per mantenere la
475 portabilità con altri kernel unix-like, e con i diversi comportamenti adottati
476 dalle Linux nelle versioni successive, è opportuno non fare affidamento su
477 nessun tipo comportamento predefinito e non dare per assunta l'esecuzione
478 preventiva del padre o del figlio.
480 Si noti poi come dopo la \func{fork}, essendo i segmenti di memoria utilizzati
481 dai singoli processi completamente indipendenti, le modifiche delle variabili
482 nei processi figli, come l'incremento di \var{i} in (\texttt{\small 31}), sono
483 visibili solo a loro, (ogni processo vede solo la propria copia della
484 memoria), e non hanno alcun effetto sul valore che le stesse variabili hanno
485 nel processo padre ed in eventuali altri processi figli che eseguano lo stesso
488 Un secondo aspetto molto importante nella creazione dei processi figli è
489 quello dell'interazione dei vari processi con i file. Ne parleremo qui anche
490 se buona parte dei concetti relativi ai file verranno trattati più avanti
491 (principalmente nel cap.~\ref{cha:file_unix_interface}). Per illustrare meglio
492 quello che avviene si può redirigere su un file l'output del programma di
493 test, quello che otterremo è:
495 [piccardi@selidor sources]$ ./forktest 3 > output
496 [piccardi@selidor sources]$ cat output
499 Process 1967: forking 3 child
500 Child 1 successfully executing
501 Child 1, parent 1967, exiting
502 Test for forking 3 child
503 Spawned 1 child, pid 1968
505 Child 2 successfully executing
506 Child 2, parent 1967, exiting
507 Test for forking 3 child
508 Spawned 1 child, pid 1968
510 Spawned 2 child, pid 1969
512 Child 3 successfully executing
513 Child 3, parent 1967, exiting
514 Test for forking 3 child
515 Spawned 1 child, pid 1968
517 Spawned 2 child, pid 1969
519 Spawned 3 child, pid 1970
522 che come si vede è completamente diverso da quanto ottenevamo sul terminale.
524 Il comportamento delle varie funzioni di interfaccia con i file è analizzato
525 in gran dettaglio in cap.~\ref{cha:file_unix_interface} per l'interfaccia
526 nativa Unix ed in cap.~\ref{cha:files_std_interface} per la standardizzazione
527 adottata nelle librerie del linguaggio C e valida per qualunque sistema
528 operativo. Qui basta accennare che si sono usate le funzioni standard della
529 libreria del C che prevedono l'output bufferizzato. Il punto è che questa
530 bufferizzazione (che tratteremo in dettaglio in sez.~\ref{sec:file_buffering})
531 varia a seconda che si tratti di un file su disco, in cui il buffer viene
532 scaricato su disco solo quando necessario, o di un terminale, in cui il buffer
533 viene scaricato ad ogni carattere di a capo.
535 Nel primo esempio allora avevamo che, essendovi un a capo nella stringa
536 stampata, ad ogni chiamata a \func{printf} il buffer veniva scaricato, per cui
537 le singole righe comparivano a video subito dopo l'esecuzione della
538 \func{printf}. Ma con la redirezione su file la scrittura non avviene più alla
539 fine di ogni riga e l'output resta nel buffer. Dato che ogni figlio riceve una
540 copia della memoria del padre, esso riceverà anche quanto c'è nel buffer delle
541 funzioni di I/O, comprese le linee scritte dal padre fino allora. Così quando
542 il buffer viene scritto su disco all'uscita del figlio, troveremo nel file
543 anche tutto quello che il processo padre aveva scritto prima della sua
544 creazione. E alla fine del file (dato che in questo caso il padre esce per
545 ultimo) troveremo anche l'output completo del padre.
547 L'esempio ci mostra un altro aspetto fondamentale dell'interazione con i file,
548 valido anche per l'esempio precedente, ma meno evidente: il fatto cioè che non
549 solo processi diversi possono scrivere in contemporanea sullo stesso file
550 (l'argomento della condivisione dei file è trattato in dettaglio in
551 sez.~\ref{sec:file_sharing}), ma anche che, a differenza di quanto avviene per
552 le variabili in memoria, la posizione corrente sul file è condivisa fra il
553 padre e tutti i processi figli.
555 Quello che succede è che quando lo \textit{standard output}\footnote{si chiama
556 così il file su cui un programma scrive i suoi dati in uscita, tratteremo
557 l'argomento in dettaglio in sez.~\ref{sec:file_std_descr}.} del padre viene
558 rediretto come si è fatto nell'esempio, lo stesso avviene anche per tutti i
559 figli. La funzione \func{fork} infatti ha la caratteristica di duplicare nei
560 processi figli tutti i \textit{file descriptor} (vedi sez.~\ref{sec:file_fd})
561 dei file aperti nel processo padre (allo stesso modo in cui lo fa la funzione
562 \func{dup}, trattata in sez.~\ref{sec:file_dup}), il che comporta che padre e
563 figli condividono le stesse voci della \itindex{file~table} \textit{file
564 table} (tratteremo in dettagli questi termini in
565 sez.~\ref{sec:file_sharing}) fra cui c'è anche la posizione corrente nel file.
567 In questo modo se un processo scrive su un file aggiornerà la posizione
568 corrente sulla \itindex{file~table} \textit{file table}, e tutti gli altri
569 processi, che vedono la stessa \itindex{file~table} \textit{file table},
570 vedranno il nuovo valore. In questo modo si evita, in casi come quello appena
571 mostrato in cui diversi processi scrivono sullo stesso file, che l'output
572 successivo di un processo vada a sovrapporsi a quello dei precedenti: l'output
573 potrà risultare mescolato, ma non ci saranno parti perdute per via di una
576 Questo tipo di comportamento è essenziale in tutti quei casi in cui il padre
577 crea un figlio e attende la sua conclusione per proseguire, ed entrambi
578 scrivono sullo stesso file. Un caso tipico di questo comportamento è la shell
579 quando lancia un programma. In questo modo, anche se lo standard output viene
580 rediretto, il padre potrà sempre continuare a scrivere in coda a quanto
581 scritto dal figlio in maniera automatica; se così non fosse ottenere questo
582 comportamento sarebbe estremamente complesso necessitando di una qualche forma
583 di comunicazione fra i due processi per far riprendere al padre la scrittura
586 In generale comunque non è buona norma far scrivere più processi sullo stesso
587 file senza una qualche forma di sincronizzazione in quanto, come visto anche
588 con il nostro esempio, le varie scritture risulteranno mescolate fra loro in
589 una sequenza impredicibile. Per questo le modalità con cui in genere si usano
590 i file dopo una \func{fork} sono sostanzialmente due:
592 \item Il processo padre aspetta la conclusione del figlio. In questo caso non
593 è necessaria nessuna azione riguardo ai file, in quanto la sincronizzazione
594 della posizione corrente dopo eventuali operazioni di lettura e scrittura
595 effettuate dal figlio è automatica.
596 \item L'esecuzione di padre e figlio procede indipendentemente. In questo caso
597 ciascuno dei due processi deve chiudere i file che non gli servono una volta
598 che la \func{fork} è stata eseguita, per evitare ogni forma di interferenza.
601 Oltre ai file aperti i processi figli ereditano dal padre una serie di altre
602 proprietà; la lista dettagliata delle proprietà che padre e figlio hanno in
603 comune dopo l'esecuzione di una \func{fork} è la seguente:
605 \item i file aperti e gli eventuali flag di \itindex{close-on-exec}
606 \textit{close-on-exec} impostati (vedi sez.~\ref{sec:proc_exec} e
607 sez.~\ref{sec:file_fcntl});
608 \item gli identificatori per il controllo di accesso: l'\textsl{user-ID
609 reale}, il \textsl{group-ID reale}, l'\textsl{user-ID effettivo}, il
610 \textsl{group-ID effettivo} ed i \textit{group-ID supplementari} (vedi
611 sez.~\ref{sec:proc_access_id});
612 \item gli identificatori per il controllo di sessione: il
613 \itindex{process~group} \textit{process group-ID} e il \textit{session id}
614 ed il terminale di controllo (vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group});
615 \item la directory di lavoro e la directory radice (vedi
616 sez.~\ref{sec:file_work_dir} e sez.~\ref{sec:file_chroot});
617 \item la maschera dei permessi di creazione dei file (vedi
618 sez.~\ref{sec:file_perm_management});
619 \item la maschera dei segnali bloccati (vedi sez.~\ref{sec:sig_sigmask}) e le
620 azioni installate (vedi sez.~\ref{sec:sig_gen_beha});
621 \item i segmenti di memoria condivisa agganciati al processo (vedi
622 sez.~\ref{sec:ipc_sysv_shm});
623 \item i limiti sulle risorse (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit});
624 \item il valori di \textit{nice}, le priorità real-time e le affinità di
625 processore (vedi sez.~\ref{sec:proc_sched_stand},
626 sez.~\ref{sec:proc_real_time} e sez.~\ref{sec:proc_sched_multiprocess});
627 \item le variabili di ambiente (vedi sez.~\ref{sec:proc_environ}).
628 \item l'insieme dei descrittori associati alle code di messaggi POSIX (vedi
629 sez.~\ref{sec:ipc_posix_mq}) che vengono copiate come i \textit{file
630 descriptor}, questo significa che entrambi condivideranno gli stessi flag.
633 Oltre a quelle relative ad un diverso spazio degli indirizzi (e una memoria
634 totalmente indipendente) le differenze fra padre e figlio dopo l'esecuzione di
635 una \func{fork} invece sono:\footnote{a parte le ultime quattro, relative a
636 funzionalità specifiche di Linux, le altre sono esplicitamente menzionate
637 dallo standard POSIX.1-2001.}
639 \item il valore di ritorno di \func{fork};
640 \item il \acr{pid} (\textit{process id}), quello del figlio viene assegnato ad
641 un nuovo valore univoco;
642 \item il \acr{ppid} (\textit{parent process id}), quello del figlio viene
643 impostato al \acr{pid} del padre;
644 \item i valori dei tempi di esecuzione (vedi sez.~\ref{sec:sys_cpu_times}) e
645 delle risorse usate (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_use}), che nel figlio
647 \item i \textit{lock} sui file (vedi sez.~\ref{sec:file_locking}) e sulla
648 memoria (vedi sez.~\ref{sec:proc_mem_lock}), che non vengono ereditati dal
650 \item gli allarmi, i timer (vedi sez.~\ref{sec:sig_alarm_abort}) ed i segnali
651 pendenti (vedi sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}), che per il figlio vengono
653 \item le operazioni di I/O asincrono in corso (vedi
654 sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io}) che non vengono ereditate dal figlio;
655 \item gli aggiustamenti fatti dal padre ai semafori con \func{semop} (vedi
656 sez.~\ref{sec:ipc_sysv_sem}).
657 \item le notifiche sui cambiamenti delle directory con \textit{dnotify} (vedi
658 sez.~\ref{sec:sig_notification}), che non vengono ereditate dal figlio;
659 \item le mappature di memoria marcate come \const{MADV\_DONTFORK} (vedi
660 sez.~\ref{sec:file_memory_map}) che non vengono ereditate dal figlio;
661 \item l'impostazione con \func{prctl} (vedi sez.~\ref{sec:process_prctl}) che
662 notifica al figlio la terminazione del padre viene cancellata se presente
664 \item il segnale di terminazione del figlio è sempre \signal{SIGCHLD} anche
665 qualora nel padre fosse stato modificato (vedi sez.~\ref{sec:process_clone}).
668 Una seconda funzione storica usata per la creazione di un nuovo processo è
669 \func{vfork}, che è esattamente identica a \func{fork} ed ha la stessa
670 semantica e gli stessi errori; la sola differenza è che non viene creata la
671 tabella delle pagine né la struttura dei task per il nuovo processo. Il
672 processo padre è posto in attesa fintanto che il figlio non ha eseguito una
673 \func{execve} o non è uscito con una \func{\_exit}. Il figlio condivide la
674 memoria del padre (e modifiche possono avere effetti imprevedibili) e non deve
675 ritornare o uscire con \func{exit} ma usare esplicitamente \func{\_exit}.
677 Questa funzione è un rimasuglio dei vecchi tempi in cui eseguire una
678 \func{fork} comportava anche la copia completa del segmento dati del processo
679 padre, che costituiva un inutile appesantimento in tutti quei casi in cui la
680 \func{fork} veniva fatta solo per poi eseguire una \func{exec}. La funzione
681 venne introdotta in BSD per migliorare le prestazioni.
683 Dato che Linux supporta il \itindex{copy~on~write} \textit{copy on write} la
684 perdita di prestazioni è assolutamente trascurabile, e l'uso di questa
685 funzione, che resta un caso speciale della \textit{system call} \func{clone}
686 (che tratteremo in dettaglio in sez.~\ref{sec:process_clone}) è deprecato; per
687 questo eviteremo di trattarla ulteriormente.
690 \subsection{La conclusione di un processo}
691 \label{sec:proc_termination}
693 In sez.~\ref{sec:proc_conclusion} abbiamo già affrontato le modalità con cui
694 chiudere un programma, ma dall'interno del programma stesso. Avendo a che fare
695 con un sistema \textit{multitasking} resta da affrontare l'argomento dal punto
696 di vista di come il sistema gestisce la conclusione dei processi.
698 Abbiamo visto in sez.~\ref{sec:proc_conclusion} le tre modalità con cui un
699 programma viene terminato in maniera normale: la chiamata di \func{exit}, che
700 esegue le funzioni registrate per l'uscita e chiude gli \textit{stream} e poi
701 esegue \func{\_exit}, il ritorno dalla funzione \func{main} equivalente alla
702 chiamata di \func{exit}, e la chiamata diretta a \func{\_exit}, che passa
703 direttamente alle operazioni di terminazione del processo da parte del kernel.
705 Ma abbiamo accennato che oltre alla conclusione normale esistono anche delle
706 modalità di conclusione anomala. Queste sono in sostanza due: il programma può
707 chiamare la funzione \func{abort} (vedi sez.~\ref{sec:sig_alarm_abort}) per
708 invocare una chiusura anomala, o essere terminato da un segnale (torneremo sui
709 segnali in cap.~\ref{cha:signals}). In realtà anche la prima modalità si
710 riconduce alla seconda, dato che \func{abort} si limita a generare il segnale
713 Qualunque sia la modalità di conclusione di un processo, il kernel esegue
714 comunque una serie di operazioni di terminazione: chiude tutti i file aperti,
715 rilascia la memoria che stava usando, e così via; l'elenco completo delle
716 operazioni eseguite alla chiusura di un processo è il seguente:
718 \item tutti i \textit{file descriptor} (vedi sez.~\ref{sec:file_fd}) sono
720 \item viene memorizzato lo stato di terminazione del processo;
721 \item ad ogni processo figlio viene assegnato un nuovo padre (in genere
723 \item viene inviato il segnale \signal{SIGCHLD} al processo padre (vedi
724 sez.~\ref{sec:sig_sigchld});
725 \item se il processo è un leader di sessione ed il suo terminale di controllo
726 è quello della sessione viene mandato un segnale di \signal{SIGHUP} a tutti i
727 processi del gruppo di \textit{foreground} e il terminale di controllo viene
728 disconnesso (vedi sez.~\ref{sec:sess_ctrl_term});
729 \item se la conclusione di un processo rende orfano un \textit{process
730 group} ciascun membro del gruppo viene bloccato, e poi gli vengono
731 inviati in successione i segnali \signal{SIGHUP} e \signal{SIGCONT}
732 (vedi ancora sez.~\ref{sec:sess_ctrl_term}).
735 \itindbeg{termination~status}
737 Oltre queste operazioni è però necessario poter disporre di un meccanismo
738 ulteriore che consenta di sapere come la terminazione è avvenuta: dato che in
739 un sistema unix-like tutto viene gestito attraverso i processi, il meccanismo
740 scelto consiste nel riportare lo \itindex{termination~status} \textsl{stato di
741 terminazione} (il cosiddetto \textit{termination status}) al processo padre.
743 Nel caso di conclusione normale, abbiamo visto in
744 sez.~\ref{sec:proc_conclusion} che lo stato di uscita del processo viene
745 caratterizzato tramite il valore del cosiddetto \textit{exit status}, cioè il
746 valore passato come argomento alle funzioni \func{exit} o \func{\_exit} o il
747 valore di ritorno per \func{main}. Ma se il processo viene concluso in
748 maniera anomala il programma non può specificare nessun \textit{exit status},
749 ed è il kernel che deve generare autonomamente il \textit{termination status}
750 per indicare le ragioni della conclusione anomala.
752 Si noti la distinzione fra \textit{exit status} e \textit{termination status}:
753 quello che contraddistingue lo stato di chiusura del processo e viene
754 riportato attraverso le funzioni \func{wait} o \func{waitpid} (vedi
755 sez.~\ref{sec:proc_wait}) è sempre quest'ultimo; in caso di conclusione
756 normale il kernel usa il primo (nel codice eseguito da \func{\_exit}) per
759 La scelta di riportare al padre lo stato di terminazione dei figli, pur
760 essendo l'unica possibile, comporta comunque alcune complicazioni: infatti se
761 alla sua creazione è scontato che ogni nuovo processo abbia un padre, non è
762 detto che sia così alla sua conclusione, dato che il padre potrebbe essere già
763 terminato; si potrebbe avere cioè quello che si chiama un processo
766 Questa complicazione viene superata facendo in modo che il processo orfano
767 venga \textsl{adottato} da \cmd{init}, o meglio dal processo con \acr{pid} 1,
768 cioè quello lanciato direttamente dal kernel all'avvio, che sta alla base
769 dell'albero dei processi visto in sez.~\ref{sec:proc_hierarchy} e che anche
770 per questo motivo ha un ruolo essenziale nel sistema e non può mai
771 terminare.\footnote{almeno non senza un blocco completo del sistema, in caso
772 di terminazione o di non esecuzione di \cmd{init} infatti il kernel si
773 blocca con un cosiddetto \textit{kernel panic}, dato che questo è un errore
776 Come già accennato quando un processo termina, il kernel controlla se è il
777 padre di altri processi in esecuzione: in caso positivo allora il \acr{ppid}
778 di tutti questi processi verrà sostituito dal kernel con il \acr{pid} di
779 \cmd{init}, cioè con 1. In questo modo ogni processo avrà sempre un padre (nel
780 caso possiamo parlare di un padre \textsl{adottivo}) cui riportare il suo
781 stato di terminazione.
783 Come verifica di questo comportamento possiamo eseguire il nostro programma
784 \cmd{forktest} imponendo a ciascun processo figlio due secondi di attesa prima
785 di uscire, il risultato è:
787 [piccardi@selidor sources]$ ./forktest -c2 3
789 \begin{Terminal}[commandchars=\\\{\}]
790 Process 1972: forking 3 child
791 Spawned 1 child, pid 1973
792 Child 1 successfully executing
794 Spawned 2 child, pid 1974
795 Child 2 successfully executing
797 Child 3 successfully executing
798 Spawned 3 child, pid 1975
801 \textbf{[piccardi@selidor sources]$} Child 3, parent 1, exiting
802 Child 2, parent 1, exiting
803 Child 1, parent 1, exiting
805 come si può notare in questo caso il processo padre si conclude prima dei
806 figli, tornando alla shell, che stampa il prompt sul terminale: circa due
807 secondi dopo viene stampato a video anche l'output dei tre figli che
808 terminano, e come si può notare in questo caso, al contrario di quanto visto
809 in precedenza, essi riportano 1 come \acr{ppid}.
811 Altrettanto rilevante è il caso in cui il figlio termina prima del padre,
812 perché non è detto che il padre possa ricevere immediatamente lo stato di
813 terminazione, quindi il kernel deve comunque conservare una certa quantità di
814 informazioni riguardo ai processi che sta terminando.
816 Questo viene fatto mantenendo attiva la voce nella tabella dei processi, e
817 memorizzando alcuni dati essenziali, come il \acr{pid}, i tempi di CPU usati
818 dal processo (vedi sez.~\ref{sec:sys_unix_time}) e lo stato di terminazione,
819 mentre la memoria in uso ed i file aperti vengono rilasciati immediatamente.
821 I processi che sono terminati, ma il cui stato di terminazione non è stato
822 ancora ricevuto dal padre sono chiamati \itindex{zombie} \textit{zombie}, essi
823 restano presenti nella tabella dei processi ed in genere possono essere
824 identificati dall'output di \cmd{ps} per la presenza di una \texttt{Z} nella
825 colonna che ne indica lo stato (vedi tab.~\ref{tab:proc_proc_states}). Quando
826 il padre effettuerà la lettura dello stato di terminazione anche questa
827 informazione, non più necessaria, verrà scartata ed il processo potrà
828 considerarsi completamente concluso.
830 Possiamo utilizzare il nostro programma di prova per analizzare anche questa
831 condizione: lanciamo il comando \cmd{forktest} in \textit{background} (vedi
832 sez.~\ref{sec:sess_job_control}), indicando al processo padre di aspettare 10
833 secondi prima di uscire. In questo caso, usando \cmd{ps} sullo stesso
834 terminale (prima dello scadere dei 10 secondi) otterremo:
836 [piccardi@selidor sources]$ ps T
840 PID TTY STAT TIME COMMAND
841 419 pts/0 S 0:00 bash
842 568 pts/0 S 0:00 ./forktest -e10 3
843 569 pts/0 Z 0:00 [forktest <defunct>]
844 570 pts/0 Z 0:00 [forktest <defunct>]
845 571 pts/0 Z 0:00 [forktest <defunct>]
846 572 pts/0 R 0:00 ps T
848 e come si vede, dato che non si è fatto nulla per riceverne lo stato di
849 terminazione, i tre processi figli sono ancora presenti pur essendosi
850 conclusi, con lo stato di \itindex{zombie} \textit{zombie} e l'indicazione che
851 sono terminati (la scritta \texttt{defunct}).
853 La possibilità di avere degli \itindex{zombie} \textit{zombie} deve essere
854 tenuta sempre presente quando si scrive un programma che deve essere mantenuto
855 in esecuzione a lungo e creare molti figli. In questo caso si deve sempre
856 avere cura di far leggere l'eventuale stato di uscita di tutti i figli. In
857 genere questo si fa attraverso un apposito \textit{signal handler}, che chiama
858 la funzione \func{wait}, (vedi sez.~\ref{sec:sig_sigchld} e
859 sez.~\ref{sec:proc_wait}) di cui vedremo un esempio in
860 fig.~\ref{fig:sig_sigchld_handl}.
862 Questa operazione è necessaria perché anche se gli \itindex{zombie}
863 \textit{zombie} non consumano risorse di memoria o processore, occupano
864 comunque una voce nella tabella dei processi e se li si lascia accumulare a
865 lungo quest'ultima potrebbe riempirsi, con l'impossibilità di lanciare nuovi
868 Si noti tuttavia che quando un processo adottato da \cmd{init} termina, non
869 diviene mai uno \itindex{zombie} \textit{zombie}. Questo perché una delle
870 funzioni di \cmd{init} è appunto quella di chiamare la funzione \func{wait}
871 per i processi a cui fa da padre, completandone la terminazione. Questo è
872 quanto avviene anche quando, come nel caso del precedente esempio con
873 \cmd{forktest}, il padre termina con dei figli in stato di \itindex{zombie}
874 \textit{zombie}. Questi scompaiono quando, alla terminazione del padre dopo i
875 secondi programmati, tutti figli che avevamo generato, e che erano diventati
876 \itindex{zombie} \textit{zombie}, vengono adottati da \cmd{init}, il quale
877 provvede a completarne la terminazione.
879 Si tenga presente infine che siccome gli \itindex{zombie} \textit{zombie} sono
880 processi già terminati, non c'è modo di eliminarli con il comando \cmd{kill} o
881 inviandogli un qualunque segnale di terminazione (l'argomento è trattato in
882 sez.~\ref{sec:sig_termination}). L'unica possibilità di cancellarli dalla
883 tabella dei processi è quella di terminare il processo che li ha generati, in
884 modo che \cmd{init} possa adottarli e concluderne la terminazione.
886 \subsection{Le funzioni di attesa e ricezione degli stati di uscita}
887 \label{sec:proc_wait}
889 Uno degli usi più comuni delle capacità multitasking di un sistema unix-like
890 consiste nella creazione di programmi di tipo server, in cui un processo
891 principale attende le richieste che vengono poi soddisfatte da una serie di
894 Si è già sottolineato al paragrafo precedente come in questo caso diventi
895 necessario gestire esplicitamente la conclusione dei figli onde evitare di
896 riempire di \itindex{zombie} \textit{zombie} la tabella dei
897 processi. Tratteremo in questa sezione le funzioni deputate a questo compito;
898 la prima è \funcd{wait} ed il suo prototipo è:
903 \fdecl{pid\_t wait(int *status)}
904 \fdesc{Attende la terminazione di un processo.}
906 {La funzione ritorna il \acr{pid} del figlio in caso di successo e $-1$ per un
907 errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
909 \item[\errcode{ECHILD}] il processo non ha nessun figlio di cui attendere
910 uno stato di terminazione.
911 \item[\errcode{EINTR}] la funzione è stata interrotta da un segnale.
915 Questa funzione è presente fin dalle prime versioni di Unix ed è quella usata
916 tradizionalmente per attendere la terminazione dei figli. La funzione sospende
917 l'esecuzione del processo corrente e ritorna non appena un qualunque processo
918 figlio termina. Se un figlio è già terminato prima della sua chiamata la
919 funzione ritorna immediatamente, se più processi figli sono già terminati
920 occorrerà continuare a chiamare la funzione più volte fintanto che non si è
921 recuperato lo stato di terminazione di tutti quanti.
923 Al ritorno della funzione lo stato di terminazione del figlio viene salvato
924 (come \itindex{value~result~argument} \textit{value result argument}) nella
925 variabile puntata da \param{status} e tutte le risorse del kernel relative al
926 processo (vedi sez.~\ref{sec:proc_termination}) vengono rilasciate. Nel caso
927 un processo abbia più figli il valore di ritorno della funzione sarà impostato
928 al \acr{pid} del processo di cui si è ricevuto lo stato di terminazione, cosa
929 che permette di identificare qual è il figlio che è terminato.
931 \itindend{termination~status}
933 Questa funzione ha il difetto di essere poco flessibile, in quanto ritorna
934 all'uscita di un qualunque processo figlio. Nelle occasioni in cui è
935 necessario attendere la conclusione di uno specifico processo fra tutti quelli
936 esistenti occorre predisporre un meccanismo che tenga conto di tutti processi
937 che sono terminati, e provveda a ripetere la chiamata alla funzione nel caso
938 il processo cercato non risulti fra questi. Se infatti il processo cercato è
939 già terminato e se è già ricevuto lo stato di uscita senza registrarlo, la
940 funzione non ha modo di accorgersene, e si continuerà a chiamarla senza
941 accorgersi che quanto interessava è già accaduto.
943 Per questo motivo lo standard POSIX.1 ha introdotto una seconda funzione che
944 effettua lo stesso servizio, ma dispone di una serie di funzionalità più
945 ampie, legate anche al controllo di sessione (si veda
946 sez.~\ref{sec:sess_job_control}). Dato che è possibile ottenere lo stesso
947 comportamento di \func{wait}\footnote{in effetti il codice
948 \code{wait(\&status)} è del tutto equivalente a \code{waitpid(WAIT\_ANY,
949 \&status, 0)}.} si consiglia di utilizzare sempre questa nuova funzione,
950 \funcd{waitpid}, il cui prototipo è:
955 \fdecl{pid\_t waitpid(pid\_t pid, int *status, int options)}
956 \fdesc{Attende il cambiamento di stato di un processo figlio.}
958 {La funzione ritorna il \acr{pid} del processo che ha cambiato stato in caso
959 di successo, o 0 se è stata specificata l'opzione \const{WNOHANG} e il
960 processo non è uscito e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno}
961 assumerà uno dei valori:
963 \item[\errcode{ECHILD}] il processo specificato da \param{pid} non esiste o
964 non è figlio del processo chiamante.
965 \item[\errcode{EINTR}] non è stata specificata l'opzione \const{WNOHANG} e
966 la funzione è stata interrotta da un segnale.
967 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per
968 l'argomento \param{options}.
972 La prima differenza fra le due funzioni è che con \func{waitpid} si può
973 specificare in maniera flessibile quale processo attendere, sulla base del
974 valore fornito dall'argomento \param{pid}, questo può assumere diversi valori,
975 secondo lo specchietto riportato in tab.~\ref{tab:proc_waidpid_pid}, dove si
976 sono riportate anche le costanti definite per indicare alcuni di essi.
981 \begin{tabular}[c]{|c|c|p{8cm}|}
983 \textbf{Valore} & \textbf{Costante} &\textbf{Significato}\\
986 $<-1$& -- & Attende per un figlio il cui
987 \itindex{process~group} \textit{process group}
988 (vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) è uguale
989 al valore assoluto di \param{pid}.\\
990 $-1$&\const{WAIT\_ANY} & Attende per un figlio qualsiasi, usata in
991 questa maniera senza specificare nessuna opzione
992 è equivalente a \func{wait}.\\
993 $ 0$&\const{WAIT\_MYPGRP}&Attende per un figlio il cui
994 \itindex{process~group} \textit{process group}
995 (vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) è
996 uguale a quello del processo chiamante.\\
997 $>0$& -- & Attende per un figlio il cui \acr{pid} è uguale
998 al valore di \param{pid}.\\
1001 \caption{Significato dei valori dell'argomento \param{pid} della funzione
1003 \label{tab:proc_waidpid_pid}
1006 Il comportamento di \func{waitpid} può inoltre essere modificato passando alla
1007 funzione delle opportune opzioni tramite l'argomento \param{options}; questo
1008 deve essere specificato come maschera binaria delle costanti riportati nella
1009 prima parte in tab.~\ref{tab:proc_waitpid_options} che possono essere
1010 combinate fra loro con un OR aritmetico. Nella seconda parte della stessa
1011 tabella si sono riportati anche alcune opzioni non standard specifiche di
1012 Linux, che consentono un controllo più dettagliato per i processi creati con
1013 la \textit{system call} generica \func{clone} (vedi
1014 sez.~\ref{sec:process_clone}) e che vengono usati principalmente per la
1015 gestione della terminazione dei \itindex{thread} \textit{thread} (vedi
1016 sez.~\ref{sec:thread_xxx}).
1021 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1023 \textbf{Costante} & \textbf{Descrizione}\\
1026 \const{WNOHANG} & La funzione ritorna immediatamente anche se non è
1027 terminato nessun processo figlio.\\
1028 \const{WUNTRACED} & Ritorna anche quando un processo figlio è stato
1030 \const{WCONTINUED}& Ritorna anche quando un processo figlio che era stato
1031 fermato ha ripreso l'esecuzione (disponibile solo a
1032 partire dal kernel 2.6.10).\\
1034 \const{\_\_WCLONE}& Attende solo per i figli creati con \func{clone}
1035 (vedi sez.~\ref{sec:process_clone}), vale a dire
1036 processi che non emettono nessun segnale
1037 o emettono un segnale diverso da \signal{SIGCHLD} alla
1038 terminazione, il default è attendere soltanto i
1039 processi figli ordinari ignorando quelli creati da
1041 \const{\_\_WALL} & Attende per qualunque figlio, sia ordinario che creato
1042 con \func{clone}, se specificata insieme a
1043 \const{\_\_WCLONE} quest'ultima viene ignorata. \\
1044 \const{\_\_WNOTHREAD}& Non attende per i figli di altri \textit{thread}
1045 dello stesso \textit{thread group}, questo era il
1046 comportamento di default del kernel 2.4 che non
1047 supportava la possibilità, divenuta il default a
1048 partire dal 2.6, di attendere un qualunque figlio
1049 appartenente allo stesso \textit{thread group}. \\
1052 \caption{Costanti che identificano i bit dell'argomento \param{options}
1053 della funzione \func{waitpid}.}
1054 \label{tab:proc_waitpid_options}
1058 L'uso dell'opzione \const{WNOHANG} consente di prevenire il blocco della
1059 funzione qualora nessun figlio sia uscito o non si siano verificate le altre
1060 condizioni per l'uscita della funzione. in tal caso. In tal caso la funzione,
1061 invece di restituire il \acr{pid} del processo (che è sempre un intero
1062 positivo) ritornerà un valore nullo.
1064 Le altre due opzioni, \const{WUNTRACED} e \const{WCONTINUED}, consentono
1065 rispettivamente di tracciare non la terminazione di un processo, ma il fatto
1066 che esso sia stato fermato, o fatto ripartire, e sono utilizzate per la
1067 gestione del controllo di sessione (vedi sez.~\ref{sec:sess_job_control}).
1069 Nel caso di \const{WUNTRACED} la funzione ritorna, restituendone il \acr{pid},
1070 quando un processo figlio entra nello stato \textit{stopped}\footnote{in
1071 realtà viene notificato soltanto il caso in cui il processo è stato fermato
1072 da un segnale di stop (vedi sez.~\ref{sec:sess_ctrl_term}), e non quello in
1073 cui lo stato \textit{stopped} è dovuto all'uso di \func{ptrace} (vedi
1074 sez.~\ref{sec:process_ptrace}).} (vedi tab.~\ref{tab:proc_proc_states}),
1075 mentre con \const{WCONTINUED} la funzione ritorna quando un processo in stato
1076 \textit{stopped} riprende l'esecuzione per la ricezione del segnale
1077 \signal{SIGCONT} (l'uso di questi segnali per il controllo di sessione è
1078 trattato in sez.~\ref{sec:sess_ctrl_term}).
1080 La terminazione di un processo figlio (così come gli altri eventi osservabili
1081 con \func{waitpid}) è chiaramente un evento asincrono rispetto all'esecuzione
1082 di un programma e può avvenire in un qualunque momento. Per questo motivo,
1083 come accennato nella sezione precedente, una delle azioni prese dal kernel
1084 alla conclusione di un processo è quella di mandare un segnale di
1085 \signal{SIGCHLD} al padre. L'azione predefinita (si veda
1086 sez.~\ref{sec:sig_base}) per questo segnale è di essere ignorato, ma la sua
1087 generazione costituisce il meccanismo di comunicazione asincrona con cui il
1088 kernel avverte il processo padre che uno dei suoi figli è terminato.
1090 Il comportamento delle funzioni è però cambiato nel passaggio dal kernel 2.4
1091 al kernel 2.6, quest'ultimo infatti si è adeguato alle prescrizioni dello
1092 standard POSIX.1-2001 e come da esso richiesto se \signal{SIGCHLD} viene
1093 ignorato, o se si imposta il flag di \const{SA\_NOCLDSTOP} nella ricezione
1094 dello stesso (si veda sez.~\ref{sec:sig_sigaction}) i processi figli che
1095 terminano non diventano \textit{zombie} e sia \func{wait} che \func{waitpid}
1096 si bloccano fintanto che tutti i processi figli non sono terminati, dopo di
1097 che falliscono con un errore di \errcode{ENOCHLD}.\footnote{questo è anche il
1098 motivo per cui le opzioni \const{WUNTRACED} e \const{WCONTINUED} sono
1099 utilizzabili soltanto qualora non si sia impostato il flag di
1100 \const{SA\_NOCLDSTOP} per il segnale \signal{SIGCHLD}.}
1102 Con i kernel della serie 2.4 e tutti i kernel delle serie precedenti entrambe
1103 le funzioni di attesa ignorano questa prescrizione e si comportano sempre
1104 nello stesso modo,\footnote{lo standard POSIX.1 originale infatti lascia
1105 indefinito il comportamento di queste funzioni quando \signal{SIGCHLD} viene
1106 ignorato.} indipendentemente dal fatto \signal{SIGCHLD} sia ignorato o meno:
1107 attendono la terminazione di un processo figlio e ritornano il relativo
1108 \acr{pid} e lo stato di terminazione nell'argomento \param{status}.
1110 In generale in un programma non si vuole essere forzati ad attendere la
1111 conclusione di un processo figlio per proseguire l'esecuzione, specie se tutto
1112 questo serve solo per leggerne lo stato di chiusura (ed evitare eventualmente
1113 la presenza di \itindex{zombie} \textit{zombie}). Per questo la modalità più
1114 comune di chiamare queste funzioni è quella di utilizzarle all'interno di un
1115 \textit{signal handler} (vedremo un esempio di come gestire \signal{SIGCHLD}
1116 con i segnali in sez.~\ref{sec:sig_example}). In questo caso infatti, dato che
1117 il segnale è generato dalla terminazione di un figlio, avremo la certezza che
1118 la chiamata a \func{waitpid} non si bloccherà.
1120 Come accennato sia \func{wait} che \func{waitpid} restituiscono lo stato di
1121 terminazione del processo tramite il puntatore \param{status}, e se non
1122 interessa memorizzare lo stato si può passare un puntatore nullo. Il valore
1123 restituito da entrambe le funzioni dipende dall'implementazione, ma
1124 tradizionalmente gli 8 bit meno significativi sono riservati per memorizzare
1125 lo \itindex{exit~status} stato di uscita del processo, e gli altri per
1126 indicare il segnale che ha causato la terminazione (in caso di conclusione
1127 anomala), uno per indicare se è stato generato un \itindex{core~dump}
1128 \textit{core dump}, ecc.\footnote{le definizioni esatte si possono trovare in
1129 \file{<bits/waitstatus.h>} ma questo file non deve mai essere usato
1130 direttamente, esso viene incluso attraverso \file{<sys/wait.h>}.}
1135 \begin{tabular}[c]{|l|p{10cm}|}
1137 \textbf{Macro} & \textbf{Descrizione}\\
1140 \macro{WIFEXITED}\texttt{(s)} & Condizione vera (valore non nullo) per
1141 un processo figlio che sia terminato
1143 \macro{WEXITSTATUS}\texttt{(s)} & Restituisce gli otto bit meno
1144 significativi dello stato di uscita del
1145 processo (passato attraverso
1146 \func{\_exit}, \func{exit} o come valore
1147 di ritorno di \func{main}); può essere
1148 valutata solo se \val{WIFEXITED} ha
1149 restituito un valore non nullo.\\
1150 \macro{WIFSIGNALED}\texttt{(s)} & Condizione vera se il processo figlio è
1151 terminato in maniera anomala a causa di
1152 un segnale che non è stato catturato
1153 (vedi sez.~\ref{sec:sig_notification}).\\
1154 \macro{WTERMSIG}\texttt{(s)} & Restituisce il numero del segnale che ha
1155 causato la terminazione anomala del
1156 processo; può essere valutata solo se
1157 \val{WIFSIGNALED} ha restituito un
1159 \macro{WCOREDUMP}\texttt{(s)} & Vera se il processo terminato ha
1160 generato un file di \itindex{core~dump}
1161 \textit{core dump}; può essere valutata
1162 solo se \val{WIFSIGNALED} ha restituito
1163 un valore non nullo.\footnotemark \\
1164 \macro{WIFSTOPPED}\texttt{(s)} & Vera se il processo che ha causato il
1165 ritorno di \func{waitpid} è bloccato;
1166 l'uso è possibile solo con
1167 \func{waitpid} avendo specificato
1168 l'opzione \const{WUNTRACED}.\\
1169 \macro{WSTOPSIG}\texttt{(s)} & Restituisce il numero del segnale che ha
1170 bloccato il processo; può essere
1171 valutata solo se \val{WIFSTOPPED} ha
1172 restituito un valore non nullo. \\
1173 \macro{WIFCONTINUED}\texttt{(s)}& Vera se il processo che ha causato il
1174 ritorno è stato riavviato da un
1175 \signal{SIGCONT} (disponibile solo a
1176 partire dal kernel 2.6.10).\\
1179 \caption{Descrizione delle varie macro di preprocessore utilizzabili per
1180 verificare lo stato di terminazione \var{s} di un processo.}
1181 \label{tab:proc_status_macro}
1184 \footnotetext{questa macro non è definita dallo standard POSIX.1-2001, ma è
1185 presente come estensione sia in Linux che in altri Unix, deve essere
1186 pertanto utilizzata con attenzione (ad esempio è il caso di usarla in un
1187 blocco \texttt{\#ifdef WCOREDUMP ... \#endif}.}
1189 Lo standard POSIX.1 definisce una serie di macro di preprocessore da usare per
1190 analizzare lo stato di uscita. Esse sono definite sempre in
1191 \file{<sys/wait.h>} ed elencate in tab.~\ref{tab:proc_status_macro}. Si tenga
1192 presente che queste macro prevedono che gli si passi come parametro la
1193 variabile di tipo \ctyp{int} puntata dall'argomento \param{status} restituito
1194 da \func{wait} o \func{waitpid}.
1196 Si tenga conto che nel caso di conclusione anomala il valore restituito da
1197 \val{WTERMSIG} può essere confrontato con le costanti che identificano i
1198 segnali definite in \file{signal.h} ed elencate in
1199 tab.~\ref{tab:sig_signal_list}, e stampato usando le apposite funzioni
1200 trattate in sez.~\ref{sec:sig_strsignal}.
1202 A partire dal kernel 2.6.9, sempre in conformità allo standard POSIX.1-2001, è
1203 stata introdotta una nuova funzione di attesa che consente di avere un
1204 controllo molto più preciso sui possibili cambiamenti di stato dei processi
1205 figli e più dettagli sullo stato di uscita; la funzione è \funcd{waitid} ed il
1211 \fdecl{int waitid(idtype\_t idtype, id\_t id, siginfo\_t *infop, int options)}
1212 \fdesc{Attende il cambiamento di stato di un processo figlio.}
1214 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
1215 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1217 \item[\errcode{ECHILD}] il processo specificato da \param{pid} non esiste o
1218 non è figlio del processo chiamante.
1219 \item[\errcode{EINTR}] non è stata specificata l'opzione \const{WNOHANG} e
1220 la funzione è stata interrotta da un segnale.
1221 \item[\errcode{EINVAL}] si è specificato un valore non valido per
1222 l'argomento \param{options}.
1226 La funzione prevede che si specifichi quali processi si intendono osservare
1227 usando i due argomenti \param{idtype} ed \param{id}; il primo indica se ci si
1228 vuole porre in attesa su un singolo processo, un gruppo di processi o un
1229 processo qualsiasi, e deve essere specificato secondo uno dei valori di
1230 tab.~\ref{tab:proc_waitid_idtype}; il secondo indica, a seconda del valore del
1231 primo, quale processo o quale gruppo di processi selezionare.
1236 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1238 \textbf{Valore} & \textbf{Descrizione}\\
1241 \const{P\_PID} & Indica la richiesta di attendere per un processo figlio
1242 il cui \acr{pid} corrisponda al valore dell'argomento
1244 \const{P\_PGID}& Indica la richiesta di attendere per un processo figlio
1245 appartenente al \textit{process group} (vedi
1246 sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) il cui \acr{pgid}
1247 corrisponda al valore dell'argomento \param{id}.\\
1248 \const{P\_ALL} & Indica la richiesta di attendere per un processo figlio
1249 generico, il valore dell'argomento \param{id} viene
1253 \caption{Costanti per i valori dell'argomento \param{idtype} della funzione
1255 \label{tab:proc_waitid_idtype}
1258 Come per \func{waitpid} anche il comportamento di \func{waitid} viene
1259 controllato dall'argomento \param{options}, da specificare come maschera
1260 binaria dei valori riportati in tab.~\ref{tab:proc_waitid_options}. Benché
1261 alcuni di questi siano identici come significato ed effetto ai precedenti di
1262 tab.~\ref{tab:proc_waitpid_options}, ci sono delle differenze significative:
1263 in questo caso si dovrà specificare esplicitamente l'attesa della terminazione
1264 di un processo impostando l'opzione \const{WEXITED}, mentre il precedente
1265 \const{WUNTRACED} è sostituito da \const{WSTOPPED}. Infine è stata aggiunta
1266 l'opzione \const{WNOWAIT} che consente una lettura dello stato mantenendo il
1267 processo in attesa di ricezione, così che una successiva chiamata possa di
1268 nuovo riceverne lo stato.
1273 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
1275 \textbf{Valore} & \textbf{Descrizione}\\
1278 \const{WEXITED} & Ritorna quando un processo figlio è terminato.\\
1279 \const{WNOHANG} & Ritorna immediatamente anche se non c'è niente da
1281 \const{WSTOPPED} & Ritorna quando un processo figlio è stato fermato.\\
1282 \const{WCONTINUED}& Ritorna quando un processo figlio che era stato
1283 fermato ha ripreso l'esecuzione.\\
1284 \const{WNOWAIT} & Lascia il processo ancora in attesa di ricezione, così
1285 che una successiva chiamata possa di nuovo riceverne
1289 \caption{Costanti che identificano i bit dell'argomento \param{options}
1290 della funzione \func{waitid}.}
1291 \label{tab:proc_waitid_options}
1294 La funzione \func{waitid} restituisce un valore nullo in caso di successo, e
1295 $-1$ in caso di errore; viene restituito un valore nullo anche se è stata
1296 specificata l'opzione \const{WNOHANG} e la funzione è ritornata immediatamente
1297 senza che nessun figlio sia terminato. Pertanto per verificare il motivo del
1298 ritorno della funzione occorre analizzare le informazioni che essa
1299 restituisce; queste, al contrario delle precedenti \func{wait} e
1300 \func{waitpid} che usavano un semplice valore numerico, sono ritornate in una
1301 struttura di tipo \struct{siginfo\_t} (vedi fig.~\ref{fig:sig_siginfo_t})
1302 all'indirizzo puntato dall'argomento \param{infop}.
1304 Tratteremo nei dettagli la struttura \struct{siginfo\_t} ed il significato dei
1305 suoi vari campi in sez.~\ref{sec:sig_sigaction}, per quanto ci interessa qui
1306 basta dire che al ritorno di \func{waitid} verranno avvalorati i seguenti
1308 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{2.0cm}}
1309 \item[\var{si\_pid}] con il \acr{pid} del figlio.
1310 \item[\var{si\_uid}] con l'\textsl{user-ID reale} (vedi
1311 sez.~\ref{sec:proc_perms}) del figlio.
1312 \item[\var{si\_signo}] con \signal{SIGCHLD}.
1313 \item[\var{si\_status}] con lo stato di uscita del figlio o con il segnale che
1314 lo ha terminato, fermato o riavviato.
1315 \item[\var{si\_code}] con uno fra \const{CLD\_EXITED}, \const{CLD\_KILLED},
1316 \const{CLD\_STOPPED}, \const{CLD\_CONTINUED}, \const{CLD\_TRAPPED} e
1317 \const{CLD\_DUMPED} a indicare la ragione del ritorno della funzione, il cui
1318 significato è, nell'ordine: uscita normale, terminazione da segnale,
1319 processo fermato, processo riavviato, processo terminato in \textit{core
1323 Infine Linux, seguendo un'estensione di BSD, supporta altre due funzioni per
1324 la lettura dello stato di terminazione di un processo, analoghe alle
1325 precedenti ma che prevedono un ulteriore argomento attraverso il quale il
1326 kernel può restituire al padre informazioni sulle risorse (vedi
1327 sez.~\ref{sec:sys_res_limits}) usate dal processo terminato e dai vari figli.
1328 Le due funzioni sono \funcd{wait3} e \funcd{wait4}, che diventano accessibili
1329 definendo la macro \macro{\_USE\_BSD}, i loro prototipi sono:
1334 \fhead{sys/resource.h}
1336 \fdecl{int wait3(int *status, int options, struct rusage *rusage)}
1337 \fdecl{int wait4(pid\_t pid, int *status, int options, struct rusage *rusage)}
1338 \fdesc{Attende il cambiamento di stato di un processo figlio, riportando l'uso
1341 {La funzione ha gli stessi valori di ritorno e codici di errore di
1345 La funzione \func{wait4} è identica \func{waitpid} sia nel comportamento che
1346 per i valori dei primi tre argomenti, ma in più restituisce nell'argomento
1347 aggiuntivo \param{rusage} un sommario delle risorse usate dal processo. Questo
1348 argomento è una struttura di tipo \struct{rusage} definita in
1349 \file{sys/resource.h}, che viene utilizzata anche dalla funzione
1350 \func{getrusage} per ottenere le risorse di sistema usate da un processo. La
1351 sua definizione è riportata in fig.~\ref{fig:sys_rusage_struct} e ne
1352 tratteremo in dettaglio il significato sez.~\ref{sec:sys_resource_use}. La
1353 funzione \func{wait3} è semplicemente un caso particolare di (e con Linux
1354 viene realizzata con la stessa \textit{system call}), ed è equivalente a
1355 chiamare \code{wait4(-1, \&status, opt, rusage)}, per questo motivo è ormai
1356 deprecata in favore di \func{wait4}.
1360 \subsection{La famiglia delle funzioni \func{exec} per l'esecuzione dei
1362 \label{sec:proc_exec}
1364 Abbiamo già detto che una delle modalità principali con cui si utilizzano i
1365 processi in Unix è quella di usarli per lanciare nuovi programmi: questo viene
1366 fatto attraverso una delle funzioni della famiglia \func{exec}. Quando un
1367 processo chiama una di queste funzioni esso viene completamente sostituito dal
1368 nuovo programma, il \acr{pid} del processo non cambia, dato che non viene
1369 creato un nuovo processo, la funzione semplicemente rimpiazza lo
1370 \itindex{stack} \textit{stack}, i \index{segmento!dati} dati ed il
1371 \index{segmento!testo} testo del processo corrente con un nuovo programma
1372 letto da disco, eseguendo il \itindex{link-loader} \textit{link-loader} con
1373 gli effetti illustrati in sez.~\ref{sec:proc_main}.
1375 Ci sono sei diverse versioni di \func{exec} (per questo la si è chiamata
1376 famiglia di funzioni) che possono essere usate per questo compito, in realtà
1377 (come mostrato in fig.~\ref{fig:proc_exec_relat}), tutte queste funzioni sono
1378 tutte varianti che consentono di invocare in modi diversi, semplificando il
1379 passaggio degli argomenti, la \textit{system call} \funcd{execve}, il cui
1384 \fdecl{int execve(const char *filename, char *const argv[], char *const envp[])}
1385 \fdesc{Esegue un programma.}
1387 {La funzione ritorna solo in caso di errore, restituendo $-1$, nel qual
1388 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
1390 \item[\errcode{EACCES}] il file o l'interprete non file ordinari, o non sono
1391 eseguibili, o il file è su un filesystem montato con l'opzione
1392 \cmd{noexec}, o manca il permesso di attraversamento di una delle
1393 directory del pathname.
1394 \item[\errcode{EINVAL}] l'eseguibile ELF ha più di un segmento
1395 \const{PF\_INTERP}, cioè chiede di essere eseguito da più di un
1397 \item[\errcode{ELIBBAD}] un interprete ELF non è in un formato
1399 \item[\errcode{ENOEXEC}] il file è in un formato non eseguibile o non
1400 riconosciuto come tale, o compilato per un'altra architettura.
1401 \item[\errcode{ENOENT}] il file o una delle librerie dinamiche o l'interprete
1402 necessari per eseguirlo non esistono.
1403 \item[\errcode{EPERM}] il file ha i bit \itindex{suid~bit} \acr{suid} o
1404 \itindex{sgid~bit} \acr{sgid} e l'utente non è root, ed il processo viene
1405 tracciato, oppure il filesystem è montato con l'opzione \cmd{nosuid}.
1406 \item[\errcode{ETXTBSY}] l'eseguibile è aperto in scrittura da uno o più
1408 \item[\errcode{E2BIG}] la lista degli argomenti è troppo grande.
1410 ed inoltre \errval{EFAULT}, \errval{EIO}, \errval{EISDIR}, \errval{ELOOP},
1411 \errval{EMFILE}, \errval{ENAMETOOLONG}, \errval{ENFILE}, \errval{ENOMEM},
1412 \errval{ENOTDIR} nel loro significato generico. }
1415 La funzione \func{execve} esegue il programma o lo script indicato dal
1416 pathname \param{filename}, passandogli la lista di argomenti indicata
1417 da \param{argv} e come ambiente la lista di stringhe indicata
1418 da \param{envp}. Entrambe le liste devono essere terminate da un puntatore
1419 nullo. I vettori degli argomenti e dell'ambiente possono essere acceduti dal
1420 nuovo programma quando la sua funzione \func{main} è dichiarata nella forma
1421 \code{main(int argc, char *argv[], char *envp[])}.
1423 In caso di successo la funzione non ritorna, in quanto al posto del programma
1424 chiamante viene eseguito il nuovo programma indicato da \param{filename}. Se
1425 il processo corrente è tracciato con \func{ptrace} (vedi
1426 sez.~\ref{sec:process_ptrace}) in caso di successo viene emesso il segnale
1429 Le altre funzioni della famiglia (\funcd{execl}, \funcd{execv},
1430 \funcd{execle}, \funcd{execlp}, \funcd{execvp}) servono per fornire all'utente
1431 una serie di possibili diverse interfacce nelle modalità di passaggio degli
1432 argomenti all'esecuzione del nuovo programma. I loro prototipi sono:
1436 \fdecl{int execl(const char *path, const char *arg, ...)}
1437 \fdecl{int execv(const char *path, char *const argv[])}
1438 \fdecl{int execle(const char *path, const char *arg, ..., char * const envp[])}
1439 \fdecl{int execlp(const char *file, const char *arg, ...)}
1440 \fdecl{int execvp(const char *file, char *const argv[])}
1441 \fdesc{Eseguono un programma.}
1443 {Le funzioni ritornano solo in caso di errore, restituendo $-1$, i codici di
1444 errore sono gli stessi di \func{execve}.
1448 Tutte le funzioni mettono in esecuzione nel processo corrente il programma
1449 indicati nel primo argomento. Gli argomenti successivi consentono di
1450 specificare gli argomenti e l'ambiente che saranno ricevuti dal nuovo
1451 processo. Per capire meglio le differenze fra le funzioni della famiglia si può
1452 fare riferimento allo specchietto riportato in
1453 tab.~\ref{tab:proc_exec_scheme}. La relazione fra le funzioni è invece
1454 illustrata in fig.~\ref{fig:proc_exec_relat}.
1459 \begin{tabular}[c]{|l|c|c|c||c|c|c|}
1461 \multicolumn{1}{|c|}{\textbf{Caratteristiche}} &
1462 \multicolumn{6}{|c|}{\textbf{Funzioni}} \\
1464 &\func{execl}\texttt{ }&\func{execlp}&\func{execle}
1465 &\func{execv}\texttt{ }& \func{execvp}& \func{execve} \\
1468 argomenti a lista &$\bullet$&$\bullet$&$\bullet$&&& \\
1469 argomenti a vettore &&&&$\bullet$&$\bullet$&$\bullet$\\
1471 filename completo &$\bullet$&&$\bullet$&$\bullet$&&$\bullet$\\
1472 ricerca su \var{PATH} &&$\bullet$&&&$\bullet$& \\
1474 ambiente a vettore &&&$\bullet$&&&$\bullet$ \\
1475 uso di \var{environ} &$\bullet$&$\bullet$&&$\bullet$&$\bullet$& \\
1478 \caption{Confronto delle caratteristiche delle varie funzioni della
1479 famiglia \func{exec}.}
1480 \label{tab:proc_exec_scheme}
1483 La prima differenza fra le funzioni riguarda le modalità di passaggio dei
1484 valori che poi andranno a costituire gli argomenti a linea di comando (cioè i
1485 valori di \param{argv} e \param{argc} visti dalla funzione \func{main} del
1486 programma chiamato). Queste modalità sono due e sono riassunte dagli mnemonici
1487 ``\texttt{v}'' e ``\texttt{l}'' che stanno rispettivamente per \textit{vector}
1490 Nel primo caso gli argomenti sono passati tramite il vettore di puntatori
1491 \var{argv[]} a stringhe terminate con zero che costituiranno gli argomenti a
1492 riga di comando, questo vettore \emph{deve} essere terminato da un puntatore
1493 nullo. Nel secondo caso le stringhe degli argomenti sono passate alla funzione
1494 come lista di puntatori, nella forma:
1495 \includecodesnip{listati/char_list.c}
1496 che deve essere terminata da un puntatore nullo. In entrambi i casi vale la
1497 convenzione che il primo argomento (\var{arg0} o \var{argv[0]}) viene usato
1498 per indicare il nome del file che contiene il programma che verrà eseguito.
1501 \begin{figure}[!htb]
1502 \centering \includegraphics[width=12cm]{img/exec_rel}
1503 \caption{La interrelazione fra le sei funzioni della famiglia \func{exec}.}
1504 \label{fig:proc_exec_relat}
1507 La seconda differenza fra le funzioni riguarda le modalità con cui si
1508 specifica il programma che si vuole eseguire. Con lo mnemonico ``\texttt{p}''
1509 si indicano le due funzioni che replicano il comportamento della shell nello
1510 specificare il comando da eseguire; quando l'argomento \param{file} non
1511 contiene una ``\texttt{/}'' esso viene considerato come un nome di programma,
1512 e viene eseguita automaticamente una ricerca fra i file presenti nella lista
1513 di directory specificate dalla variabile di ambiente \var{PATH}. Il file che
1514 viene posto in esecuzione è il primo che viene trovato. Se si ha un errore
1515 relativo a permessi di accesso insufficienti (cioè l'esecuzione della
1516 sottostante \func{execve} ritorna un \errcode{EACCES}), la ricerca viene
1517 proseguita nelle eventuali ulteriori directory indicate in \var{PATH}; solo se
1518 non viene trovato nessun altro file viene finalmente restituito
1519 \errcode{EACCES}. Le altre quattro funzioni si limitano invece a cercare di
1520 eseguire il file indicato dall'argomento \param{path}, che viene interpretato
1521 come il \itindex{pathname} \textit{pathname} del programma.
1523 La terza differenza è come viene passata la lista delle variabili di ambiente.
1524 Con lo mnemonico ``\texttt{e}'' vengono indicate quelle funzioni che
1525 necessitano di un vettore di parametri \var{envp[]} analogo a quello usato per
1526 gli argomenti a riga di comando (terminato quindi da un \val{NULL}), le altre
1527 usano il valore della variabile \var{environ} (vedi
1528 sez.~\ref{sec:proc_environ}) del processo di partenza per costruire
1531 Oltre a mantenere lo stesso \acr{pid}, il nuovo programma fatto partire da una
1532 delle funzioni della famiglia \func{exec} mantiene la gran parte delle
1533 proprietà del processo chiamante; una lista delle più significative è la
1536 \item il \textit{process id} (\acr{pid}) ed il \textit{parent process id}
1538 \item l'\textsl{user-ID reale}, il \textit{group-ID reale} ed i
1539 \textsl{group-ID supplementari} (vedi sez.~\ref{sec:proc_access_id});
1540 \item la directory radice e la directory di lavoro corrente (vedi
1541 sez.~\ref{sec:file_work_dir});
1542 \item la maschera di creazione dei file \itindex{umask} (\textit{umask}, vedi
1543 sez.~\ref{sec:file_perm_management}) ed i \textit{lock} sui file (vedi
1544 sez.~\ref{sec:file_locking});
1545 \item il valori di \textit{nice}, le priorità real-time e le affinità di
1546 processore (vedi sez.~\ref{sec:proc_sched_stand};
1547 sez.~\ref{sec:proc_real_time} e sez.~\ref{sec:proc_sched_multiprocess});
1548 \item il \textit{session ID} (\acr{sid}) ed il \itindex{process~group}
1549 \textit{process group ID} (\acr{pgid}), vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group};
1550 \item il terminale di controllo (vedi sez.~\ref{sec:sess_ctrl_term});
1551 \item il tempo restante ad un allarme (vedi sez.~\ref{sec:sig_alarm_abort});
1552 \item i limiti sulle risorse (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit});
1553 \item i valori delle variabili \var{tms\_utime}, \var{tms\_stime};
1554 \var{tms\_cutime}, \var{tms\_ustime} (vedi sez.~\ref{sec:sys_cpu_times});
1555 % TODO ===========Importante=============
1556 % TODO questo sotto è incerto, verificare
1557 % TODO ===========Importante=============
1558 \item la maschera dei segnali (si veda sez.~\ref{sec:sig_sigmask}).
1561 Una serie di proprietà del processo originale, che non avrebbe senso mantenere
1562 in un programma che esegue un codice completamente diverso in uno spazio di
1563 indirizzi totalmente indipendente e ricreato da zero, vengono perse con
1564 l'esecuzione di una \func{exec}. Lo standard POSIX.1-2001 prevede che le
1565 seguenti proprietà non vengano preservate:
1567 \item l'insieme dei segnali pendenti (vedi sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}), che
1569 \item gli eventuali stack alternativi per i segnali (vedi
1570 sez.~\ref{sec:sig_specific_features});
1571 \item i \textit{directory stream} (vedi sez.~\ref{sec:file_dir_read}), che
1573 \item le mappature dei file in memoria (vedi sez.~\ref{sec:file_memory_map});
1574 \item i segmenti di memoria condivisa SysV (vedi sez.~\ref{sec:ipc_sysv_shm})
1575 e POSIX (vedi sez.~\ref{sec:ipc_posix_shm});
1576 \item i \textit{memory lock} (vedi sez.~\ref{sec:proc_mem_lock});
1577 \item le funzioni registrate all'uscita (vedi sez.~\ref{sec:proc_atexit});
1578 \item i semafori e le code di messaggi POSIX (vedi
1579 sez.~\ref{sec:ipc_posix_sem} e sez.~\ref{sec:ipc_posix_mq});
1580 \item i timer POSIX (vedi sez.~\ref{sec:sig_timer_adv}).
1583 Inoltre i segnali che sono stati impostati per essere ignorati nel processo
1584 chiamante mantengono la stessa impostazione pure nel nuovo programma, ma tutti
1585 gli altri segnali, ed in particolare quelli per i quali è stato installato un
1586 gestore vengono impostati alla loro azione predefinita (vedi
1587 sez.~\ref{sec:sig_gen_beha}). Un caso speciale è il segnale \signal{SIGCHLD}
1588 che, quando impostato a \const{SIG\_IGN}, potrebbe anche essere reimpostato a
1589 \const{SIG\_DFL}. Lo standard POSIX.1-2001 prevede che questo comportamento
1590 sia deciso dalla singola implementazione, quella di Linux è di non modificare
1591 l'impostazione precedente.
1593 Oltre alle precedenti, che sono completamente generali e disponibili anche su
1594 altri sistemi unix-like, esistono altre proprietà dei processi, attinenti alle
1595 caratteristiche specifiche di Linux, che non vengono preservate
1596 nell'esecuzione della funzione \func{exec}, queste sono:
1598 \item le operazioni di I/O asincrono (vedi sez.~\ref{sec:file_asyncronous_io})
1599 pendenti vengono cancellate;
1600 \item le \itindex{capabilities} \textit{capabilities} vengono modificate come
1601 illustrato in sez.~\ref{sec:proc_capabilities};
1602 \item tutti i \itindex{thread} \textit{thread} tranne il chiamante (vedi
1603 sez.~\ref{sec:thread_xxx}) sono cancellati e tutti gli oggetti ad essi
1604 relativi (vedi sez.~\ref{sec:thread_xxx}) rimossi;
1605 \item viene impostato il flag \const{PR\_SET\_DUMPABLE} di \func{prctl} (vedi
1606 sez.~\ref{sec:process_prctl}) a meno che il programma da eseguire non sia
1607 \itindex{suid~bit} \acr{suid} o \itindex{sgid~bit} \acr{sgid} (vedi
1608 sez.~\ref{sec:proc_access_id});
1609 \item il flag \const{PR\_SET\_KEEPCAPS} di \func{prctl} (vedi
1610 sez.~\ref{sec:process_prctl}) viene cancellato;
1611 \item il nome del processo viene impostato al nome del file contenente il
1612 programma messo in esecuzione;
1613 \item il segnale di terminazione viene reimpostato a \signal{SIGCHLD};
1614 \item l'ambiente viene reinizializzato impostando le variabili attinenti alla
1615 localizzazione al valore di default POSIX.
1618 La gestione dei file aperti nel passaggio al nuovo programma lanciato con
1619 \func{exec} dipende dal valore che ha il flag di \itindex{close-on-exec}
1620 \textit{close-on-exec} (vedi sez.~\ref{sec:file_fcntl}) per ciascun
1621 \textit{file descriptor}. I file per cui è impostato vengono chiusi, tutti gli
1622 altri file restano aperti. Questo significa che il comportamento predefinito è
1623 che i file restano aperti attraverso una \func{exec}, a meno di una chiamata
1624 esplicita a \func{fcntl} che imposti il suddetto flag. Per le directory, lo
1625 standard POSIX.1 richiede che esse vengano chiuse attraverso una \func{exec},
1626 in genere questo è fatto dalla funzione \func{opendir} (vedi
1627 sez.~\ref{sec:file_dir_read}) che effettua da sola l'impostazione del flag di
1628 \itindex{close-on-exec} \textit{close-on-exec} sulle directory che apre, in
1629 maniera trasparente all'utente.
1631 Il comportamento della funzione in relazione agli identificatori relativi al
1632 controllo di accesso verrà trattato in dettaglio in sez.~\ref{sec:proc_perms},
1633 qui è sufficiente anticipare (si faccia riferimento a
1634 sez.~\ref{sec:proc_access_id} per la definizione di questi identificatori)
1635 come l'\textsl{user-ID reale} ed il \textsl{group-ID reale} restano sempre gli
1636 stessi, mentre l'\textsl{user-ID salvato} ed il \textsl{group-ID salvato}
1637 vengono impostati rispettivamente all'\textsl{user-ID effettivo} ed il
1638 \textsl{group-ID effettivo}. Questi ultimi normalmente non vengono modificati,
1639 a meno che il file di cui viene chiesta l'esecuzione non abbia o il
1640 \itindex{suid~bit} \acr{suid} bit o lo \itindex{sgid~bit} \acr{sgid} bit
1641 impostato, in questo caso l'\textsl{user-ID effettivo} ed il \textsl{group-ID
1642 effettivo} vengono impostati rispettivamente all'utente o al gruppo cui il
1645 Se il file da eseguire è in formato \emph{a.out} e necessita di librerie
1646 condivise, viene lanciato il \textit{linker} dinamico \cmd{/lib/ld.so} prima
1647 del programma per caricare le librerie necessarie ed effettuare il link
1648 dell'eseguibile.\footnote{il formato è ormai in completo disuso, per cui è
1649 molto probabile che non il relativo supporto non sia disponibile.} Se il
1650 programma è in formato ELF per caricare le librerie dinamiche viene usato
1651 l'interprete indicato nel segmento \const{PT\_INTERP} previsto dal formato
1652 stesso, in genere questo è \sysfile{/lib/ld-linux.so.1} per programmi
1653 collegati con le \acr{libc5}, e \sysfile{/lib/ld-linux.so.2} per programmi
1654 collegati con le \acr{glibc}.
1656 Infine nel caso il programma che si vuole eseguire sia uno script e non un
1657 binario, questo deve essere un file di testo che deve iniziare con una linea
1660 #!/path/to/interpreter [argomenti]
1662 dove l'interprete indicato deve essere un eseguibile binario e non un altro
1663 script, che verrà chiamato come se si fosse eseguito il comando
1664 \cmd{interpreter [argomenti] filename}.\footnote{si tenga presente che con
1665 Linux quanto viene scritto come \texttt{argomenti} viene passato
1666 all'interprete come un unico argomento con una unica stringa di lunghezza
1667 massima di 127 caratteri e se questa dimensione viene ecceduta la stringa
1668 viene troncata; altri Unix hanno dimensioni massime diverse, e diversi
1669 comportamenti, ad esempio FreeBSD esegue la scansione della riga e la divide
1670 nei vari argomenti e se è troppo lunga restituisce un errore di
1671 \const{ENAMETOOLONG}, una comparazione dei vari comportamenti si trova su
1672 \url{http://www.in-ulm.de/~mascheck/various/shebang/}.}
1674 Con la famiglia delle \func{exec} si chiude il novero delle funzioni su cui è
1675 basata la gestione tradizionale dei processi in Unix: con \func{fork} si crea
1676 un nuovo processo, con \func{exec} si lancia un nuovo programma, con
1677 \func{exit} e \func{wait} si effettua e verifica la conclusione dei
1678 processi. Tutte le altre funzioni sono ausiliarie e servono per la lettura e
1679 l'impostazione dei vari parametri connessi ai processi.
1683 \section{Il controllo di accesso}
1684 \label{sec:proc_perms}
1686 In questa sezione esamineremo le problematiche relative al controllo di
1687 accesso dal punto di vista dei processi; vedremo quali sono gli identificatori
1688 usati, come questi possono essere modificati nella creazione e nel lancio di
1689 nuovi processi, le varie funzioni per la loro manipolazione diretta e tutte le
1690 problematiche connesse ad una gestione accorta dei privilegi.
1693 \subsection{Gli identificatori del controllo di accesso}
1694 \label{sec:proc_access_id}
1696 Come accennato in sez.~\ref{sec:intro_multiuser} il modello base\footnote{in
1697 realtà già esistono estensioni di questo modello base, che lo rendono più
1698 flessibile e controllabile, come le \itindex{capabilities}
1699 \textit{capabilities} illustrate in sez.~\ref{sec:proc_capabilities}, le ACL
1700 per i file (vedi sez.~\ref{sec:file_ACL}) o il
1701 \itindex{Mandatory~Access~Control~(MAC)} \textit{Mandatory Access Control}
1702 di \index{SELinux} SELinux; inoltre basandosi sul lavoro effettuato con
1703 SELinux, a partire dal kernel 2.5.x, è iniziato lo sviluppo di una
1704 infrastruttura di sicurezza, i \itindex{Linux~Security~Modules}
1705 \textit{Linux Security Modules}, o LSM, in grado di fornire diversi agganci
1706 a livello del kernel per modularizzare tutti i possibili controlli di
1707 accesso, cosa che ha permesso di realizzare diverse alternative a
1708 \index{SELinux} SELinux.} di sicurezza di un sistema unix-like è fondato sui
1709 concetti di utente e gruppo, e sulla separazione fra l'amministratore
1710 (\textsl{root}, detto spesso anche \textit{superuser}) che non è sottoposto a
1711 restrizioni, ed il resto degli utenti, per i quali invece vengono effettuati i
1712 vari controlli di accesso.
1714 Abbiamo già accennato come il sistema associ ad ogni utente e gruppo due
1715 identificatori univoci, lo \textsl{user-ID} (abbreviato in \acr{uid}) ed il
1716 \textsl{group-ID} (abbreviato in \acr{gid}). Questi servono al kernel per
1717 identificare uno specifico utente o un gruppo di utenti, per poi poter
1718 controllare che essi siano autorizzati a compiere le operazioni richieste. Ad
1719 esempio in sez.~\ref{sec:file_access_control} vedremo come ad ogni file
1720 vengano associati un utente ed un gruppo (i suoi \textsl{proprietari},
1721 indicati appunto tramite un \acr{uid} ed un \acr{gid}) che vengono controllati
1722 dal kernel nella gestione dei permessi di accesso.
1724 Dato che tutte le operazioni del sistema vengono compiute dai processi, è
1725 evidente che per poter implementare un controllo sulle operazioni occorre
1726 anche poter identificare chi è che ha lanciato un certo programma, e pertanto
1727 anche a ciascun processo dovrà essere associato un utente e un gruppo.
1729 Un semplice controllo di una corrispondenza fra identificativi non garantisce
1730 però sufficiente flessibilità per tutti quei casi in cui è necessario poter
1731 disporre di privilegi diversi, o dover impersonare un altro utente per un
1732 limitato insieme di operazioni. Per questo motivo in generale tutti i sistemi
1733 unix-like prevedono che i processi abbiano almeno due gruppi di
1734 identificatori, chiamati rispettivamente \textit{real} ed \textit{effective}
1735 (cioè \textsl{reali} ed \textsl{effettivi}). Nel caso di Linux si aggiungono
1736 poi altri due gruppi, il \textit{saved} (\textsl{salvati}) ed il
1737 \textit{filesystem} (\textsl{di filesystem}), secondo la situazione illustrata
1738 in tab.~\ref{tab:proc_uid_gid}.
1743 \begin{tabular}[c]{|c|c|l|p{7.3cm}|}
1745 \textbf{Suffisso} & \textbf{Gruppo} & \textbf{Denominazione}
1746 & \textbf{Significato} \\
1749 \acr{uid} & \textit{real} & \textsl{user-ID reale}
1750 & Indica l'utente che ha lanciato il programma.\\
1751 \acr{gid} & '' &\textsl{group-ID reale}
1752 & Indica il gruppo principale dell'utente che ha lanciato
1755 \acr{euid} & \textit{effective} &\textsl{user-ID effettivo}
1756 & Indica l'utente usato nel controllo di accesso.\\
1757 \acr{egid} & '' & \textsl{group-ID effettivo}
1758 & Indica il gruppo usato nel controllo di accesso.\\
1759 -- & -- & \textsl{group-ID supplementari}
1760 & Indicano gli ulteriori gruppi cui l'utente appartiene.\\
1762 -- & \textit{saved} & \textsl{user-ID salvato}
1763 & È una copia dell'\acr{euid} iniziale.\\
1764 -- & '' & \textsl{group-ID salvato}
1765 & È una copia dell'\acr{egid} iniziale.\\
1767 \acr{fsuid} & \textit{filesystem} &\textsl{user-ID di filesystem}
1768 & Indica l'utente effettivo per l'accesso al filesystem. \\
1769 \acr{fsgid} & '' & \textsl{group-ID di filesystem}
1770 & Indica il gruppo effettivo per l'accesso al filesystem.\\
1773 \caption{Identificatori di utente e gruppo associati a ciascun processo con
1774 indicazione dei suffissi usati dalle varie funzioni di manipolazione.}
1775 \label{tab:proc_uid_gid}
1778 Al primo gruppo appartengono l'\acr{uid} \textsl{reale} ed il \acr{gid}
1779 \textsl{reale}: questi vengono impostati al login ai valori corrispondenti
1780 all'utente con cui si accede al sistema (e relativo gruppo principale).
1781 Servono per l'identificazione dell'utente e normalmente non vengono mai
1782 cambiati. In realtà vedremo (in sez.~\ref{sec:proc_setuid}) che è possibile
1783 modificarli, ma solo ad un processo che abbia i privilegi di amministratore;
1784 questa possibilità è usata proprio dal programma \cmd{login} che, una volta
1785 completata la procedura di autenticazione, lancia una shell per la quale
1786 imposta questi identificatori ai valori corrispondenti all'utente che entra
1789 Al secondo gruppo appartengono l'\acr{uid} \textsl{effettivo} e il \acr{gid}
1790 \textsl{effettivo}, a cui si aggiungono gli eventuali \acr{gid}
1791 \textsl{supplementari} dei gruppi dei quali l'utente fa parte. Questi sono
1792 invece gli identificatori usati nelle verifiche dei permessi del processo e
1793 per il controllo di accesso ai file (argomento affrontato in dettaglio in
1794 sez.~\ref{sec:file_perm_overview}).
1796 Questi identificatori normalmente sono identici ai corrispondenti del gruppo
1797 \textit{real} tranne nel caso in cui, come accennato in
1798 sez.~\ref{sec:proc_exec}, il programma che si è posto in esecuzione abbia i
1799 bit \itindex{suid~bit} \acr{suid} o \itindex{sgid~bit} \acr{sgid} impostati
1800 (il significato di questi bit è affrontato in dettaglio in
1801 sez.~\ref{sec:file_special_perm}). In questo caso essi saranno impostati
1802 all'utente e al gruppo proprietari del file. Questo consente, per programmi in
1803 cui ci sia questa necessità, di dare a qualunque utente i privilegi o i
1804 permessi di un altro, compreso l'amministratore.
1806 Come nel caso del \acr{pid} e del \acr{ppid}, anche tutti questi
1807 identificatori possono essere ottenuti da un programma attraverso altrettante
1808 funzioni di lettura, queste sono \funcd{getuid}, \funcd{geteuid},
1809 \funcd{getgid} e \funcd{getegid}, ed i loro prototipi sono:
1814 \fdecl{uid\_t getuid(void)}
1815 \fdesc{Legge l'\acr{uid} reale del processo corrente.}
1816 \fdecl{uid\_t geteuid(void)}
1817 \fdesc{Legge l'\acr{uid} effettivo del processo corrente.}
1818 \fdecl{gid\_t getgid(void)}
1819 \fdesc{Legge il \acr{gid} reale del processo corrente.}
1820 \fdecl{gid\_t getegid(void)}
1821 \fdesc{Legge il \acr{gid} effettivo del processo corrente.}
1823 {Le funzioni ritornano i rispettivi identificativi del processo corrente, e
1824 non sono previste condizioni di errore.}
1827 In generale l'uso di privilegi superiori, ottenibile con un \acr{uid}
1828 \textsl{effettivo} diverso da quello reale, deve essere limitato il più
1829 possibile, per evitare abusi e problemi di sicurezza, per questo occorre anche
1830 un meccanismo che consenta ad un programma di rilasciare gli eventuali
1831 maggiori privilegi necessari, una volta che si siano effettuate le operazioni
1832 per i quali erano richiesti, e a poterli eventualmente recuperare in caso
1835 Questo in Linux viene fatto usando altri due gruppi di identificatori, il
1836 \textit{saved} ed il \textit{filesystem}. Il primo gruppo è lo stesso usato in
1837 SVr4, e previsto dallo standard POSIX quando è definita la costante
1838 \macro{\_POSIX\_SAVED\_IDS},\footnote{in caso si abbia a cuore la portabilità
1839 del programma su altri Unix è buona norma controllare sempre la
1840 disponibilità di queste funzioni controllando se questa costante è
1841 definita.} il secondo gruppo è specifico di Linux e viene usato per
1842 migliorare la sicurezza con NFS (il \textit{Network File System}, protocollo
1843 che consente di accedere ai file via rete).
1845 L'\acr{uid} \textsl{salvato} ed il \acr{gid} \textsl{salvato} sono copie
1846 dell'\acr{uid} \textsl{effettivo} e del \acr{gid} \textsl{effettivo} del
1847 processo padre, e vengono impostati dalla funzione \func{exec} all'avvio del
1848 processo, come copie dell'\acr{uid} \textsl{effettivo} e del \acr{gid}
1849 \textsl{effettivo} dopo che questi sono stati impostati tenendo conto di
1850 eventuali \itindex{suid~bit} \acr{suid} o \itindex{sgid~bit} \acr{sgid}. Essi
1851 quindi consentono di tenere traccia di quale fossero utente e gruppo effettivi
1852 all'inizio dell'esecuzione di un nuovo programma.
1854 L'\acr{uid} \textsl{di filesystem} e il \acr{gid} \textsl{di filesystem} sono
1855 un'estensione introdotta in Linux per rendere più sicuro l'uso di NFS
1856 (torneremo sull'argomento in sez.~\ref{sec:proc_setuid}). Essi sono una
1857 replica dei corrispondenti identificatori del gruppo \textit{effective}, ai
1858 quali si sostituiscono per tutte le operazioni di verifica dei permessi
1859 relativi ai file (trattate in sez.~\ref{sec:file_perm_overview}). Ogni
1860 cambiamento effettuato sugli identificatori effettivi viene automaticamente
1861 riportato su di essi, per cui in condizioni normali si può tranquillamente
1862 ignorarne l'esistenza, in quanto saranno del tutto equivalenti ai precedenti.
1865 \subsection{Le funzioni di gestione degli identificatori dei processi}
1866 \label{sec:proc_setuid}
1868 Le due funzioni più comuni che vengono usate per cambiare identità (cioè
1869 utente e gruppo di appartenenza) ad un processo sono rispettivamente
1870 \funcd{setuid} e \funcd{setgid}; come accennato in
1871 sez.~\ref{sec:proc_access_id} in Linux esse seguono la semantica POSIX che
1872 prevede l'esistenza dell'\acr{uid} salvato e del \acr{gid} salvato; i loro
1878 \fdecl{int setuid(uid\_t uid)}
1879 \fdesc{Imposta l'\acr{uid} del processo corrente.}
1880 \fdecl{int setgid(gid\_t gid)}
1881 \fdesc{Imposta il \acr{gid} del processo corrente.}
1883 {Le funzioni ritornano $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
1884 caso \var{errno} può assumere solo il valore \errcode{EPERM}.
1888 Il funzionamento di queste due funzioni è analogo, per cui considereremo solo
1889 la prima, la seconda si comporta esattamente allo stesso modo facendo
1890 riferimento al \acr{gid} invece che all'\acr{uid}. Gli eventuali \acr{gid}
1891 supplementari non vengono modificati.
1893 L'effetto della chiamata è diverso a seconda dei privilegi del processo; se
1894 l'\acr{uid} effettivo è zero (cioè è quello dell'amministratore di sistema)
1895 allora tutti gli identificatori (\textit{real}, \textit{effective} e
1896 \textit{saved}) vengono impostati al valore specificato da \param{uid},
1897 altrimenti viene impostato solo l'\acr{uid} effettivo, e soltanto se il valore
1898 specificato corrisponde o all'\acr{uid} reale o all'\acr{uid} salvato. Negli
1899 altri casi viene segnalato un errore con \errcode{EPERM}.
1901 Come accennato l'uso principale di queste funzioni è quello di poter
1902 consentire ad un programma con i bit \itindex{suid~bit} \acr{suid} o
1903 \itindex{sgid~bit} \acr{sgid} impostati (vedi
1904 sez.~\ref{sec:file_special_perm}) di riportare l'\acr{uid} effettivo a quello
1905 dell'utente che ha lanciato il programma, effettuare il lavoro che non
1906 necessita di privilegi aggiuntivi, ed eventualmente tornare indietro.
1908 Come esempio per chiarire l'uso di queste funzioni prendiamo quello con cui
1909 viene gestito l'accesso al file \sysfile{/var/run/utmp}. In questo file viene
1910 registrato chi sta usando il sistema al momento corrente; chiaramente non può
1911 essere lasciato aperto in scrittura a qualunque utente, che potrebbe
1912 falsificare la registrazione. Per questo motivo questo file (e l'analogo
1913 \sysfile{/var/log/wtmp} su cui vengono registrati login e logout) appartengono
1914 ad un gruppo dedicato (in genere \acr{utmp}) ed i programmi che devono
1915 accedervi (ad esempio tutti i programmi di terminale in X, o il programma
1916 \cmd{screen} che crea terminali multipli su una console) appartengono a questo
1917 gruppo ed hanno il bit \acr{sgid} impostato.
1919 Quando uno di questi programmi (ad esempio \cmd{xterm}) viene lanciato, la
1920 situazione degli identificatori è la seguente:
1923 \textsl{group-ID reale} &=& \textrm{\acr{gid} (del chiamante)} \\
1924 \textsl{group-ID effettivo} &=& \textrm{\acr{utmp}} \\
1925 \textsl{group-ID salvato} &=& \textrm{\acr{utmp}}
1927 in questo modo, dato che il \textsl{group-ID effettivo} è quello giusto, il
1928 programma può accedere a \sysfile{/var/run/utmp} in scrittura ed aggiornarlo.
1929 A questo punto il programma può eseguire una \code{setgid(getgid())} per
1930 impostare il \textsl{group-ID effettivo} a quello dell'utente (e dato che il
1931 \textsl{group-ID reale} corrisponde la funzione avrà successo), in questo modo
1932 non sarà possibile lanciare dal terminale programmi che modificano detto file,
1933 in tal caso infatti la situazione degli identificatori sarebbe:
1936 \textsl{group-ID reale} &=& \textrm{\acr{gid} (invariato)} \\
1937 \textsl{group-ID effettivo} &=& \textrm{\acr{gid}} \\
1938 \textsl{group-ID salvato} &=& \textrm{\acr{utmp} (invariato)}
1940 e ogni processo lanciato dal terminale avrebbe comunque \acr{gid} come
1941 \textsl{group-ID effettivo}. All'uscita dal terminale, per poter di nuovo
1942 aggiornare lo stato di \sysfile{/var/run/utmp} il programma eseguirà una
1943 \code{setgid(utmp)} (dove \var{utmp} è il valore numerico associato al gruppo
1944 \acr{utmp}, ottenuto ad esempio con una precedente \func{getegid}), dato che
1945 in questo caso il valore richiesto corrisponde al \textsl{group-ID salvato} la
1946 funzione avrà successo e riporterà la situazione a:
1949 \textsl{group-ID reale} &=& \textrm{\acr{gid} (invariato)} \\
1950 \textsl{group-ID effettivo} &=& \textrm{\acr{utmp}} \\
1951 \textsl{group-ID salvato} &=& \textrm{\acr{utmp} (invariato)}
1953 consentendo l'accesso a \sysfile{/var/run/utmp}.
1955 Occorre però tenere conto che tutto questo non è possibile con un processo con
1956 i privilegi di amministratore, in tal caso infatti l'esecuzione di una
1957 \func{setuid} comporta il cambiamento di tutti gli identificatori associati al
1958 processo, rendendo impossibile riguadagnare i privilegi di amministratore.
1959 Questo comportamento è corretto per l'uso che ne fa \cmd{login} una volta che
1960 crea una nuova shell per l'utente, ma quando si vuole cambiare soltanto
1961 l'\acr{uid} effettivo del processo per cedere i privilegi occorre
1962 ricorrere ad altre funzioni.
1964 Le due funzioni \funcd{setreuid} e \funcd{setregid} derivano da BSD che, non
1965 supportando (almeno fino alla versione 4.3+BSD) gli identificatori del gruppo
1966 \textit{saved}, le usa per poter scambiare fra di loro \textit{effective} e
1967 \textit{real}; i rispettivi prototipi sono:
1972 \fdecl{int setreuid(uid\_t ruid, uid\_t euid)}
1973 \fdesc{Imposta \acr{uid} reale e \acr{uid} effettivo del processo corrente.}
1974 \fdecl{int setregid(gid\_t rgid, gid\_t egid)}
1975 \fdesc{Imposta \acr{gid} reale e \acr{gid} effettivo del processo corrente.}
1977 {Le funzioni ritornano $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
1978 caso \var{errno} può assumere solo il valore \errcode{EPERM}.
1982 Le due funzioni sono identiche, quanto diremo per la prima riguardo gli
1983 \acr{uid} si applica alla seconda per i \acr{gid}. La funzione
1984 \func{setreuid} imposta rispettivamente l'\acr{uid} reale e l'\acr{uid}
1985 effettivo del processo corrente ai valori specificati da \param{ruid}
1986 e \param{euid}. I processi non privilegiati possono impostare solo valori che
1987 corrispondano o al loro \acr{uid} effettivo o a quello reale o a quello
1988 salvato, valori diversi comportano il fallimento della chiamata.
1989 L'amministratore invece può specificare un valore qualunque. Specificando un
1990 argomento di valore $-1$ l'identificatore corrispondente verrà lasciato
1993 Con queste funzioni si possono scambiare fra loro gli \acr{uid} reale ed
1994 effettivo, e pertanto è possibile implementare un comportamento simile a
1995 quello visto in precedenza per \func{setgid}, cedendo i privilegi con un primo
1996 scambio, e recuperandoli, una volta eseguito il lavoro non privilegiato, con
1999 In questo caso però occorre porre molta attenzione quando si creano nuovi
2000 processi nella fase intermedia in cui si sono scambiati gli identificatori, in
2001 questo caso infatti essi avranno un \acr{uid} reale privilegiato, che dovrà
2002 essere esplicitamente eliminato prima di porre in esecuzione un nuovo
2003 programma, occorrerà cioè eseguire un'altra chiamata dopo la \func{fork} e
2004 prima della \func{exec} per uniformare l'\acr{uid} reale a quello effettivo,
2005 perché in caso contrario il nuovo programma potrebbe a sua volta effettuare
2006 uno scambio e riottenere dei privilegi non previsti.
2008 Lo stesso problema di propagazione dei privilegi ad eventuali processi figli
2009 si pone anche per l'\acr{uid} salvato. Ma la funzione \func{setreuid} deriva
2010 da un'implementazione di sistema che non ne prevede la presenza, e quindi non
2011 è possibile usarla per correggere la situazione come nel caso precedente. Per
2012 questo motivo in Linux tutte le volte che si imposta un qualunque valore
2013 diverso da quello dall'\acr{uid} reale corrente, l'\acr{uid} salvato viene
2014 automaticamente uniformato al valore dell'\acr{uid} effettivo.
2016 Altre due funzioni, \funcd{seteuid} e \funcd{setegid}, sono un'estensione
2017 dello standard POSIX.1, ma sono comunque supportate dalla maggior parte degli
2018 Unix, esse vengono usate per cambiare gli identificatori del gruppo
2019 \textit{effective} ed i loro prototipi sono:
2024 \fdecl{int seteuid(uid\_t uid)}
2025 \fdesc{Imposta l'\acr{uid} effettivo del processo corrente.}
2026 \fdecl{int setegid(gid\_t gid)}
2027 \fdesc{Imposta il \acr{gid} effettivo del processo corrente.}
2029 {Le funzioni ritornano $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
2030 caso \var{errno} può assumere solo il valore \errcode{EPERM}.
2034 Ancora una volta le due funzioni sono identiche, e quanto diremo per la prima
2035 riguardo gli \acr{uid} si applica allo stesso modo alla seconda per i
2036 \acr{gid}. Con \func{seteuid} gli utenti normali possono impostare l'\acr{uid}
2037 effettivo solo al valore dell'\acr{uid} reale o dell'\acr{uid} salvato,
2038 l'amministratore può specificare qualunque valore. Queste funzioni sono usate
2039 per permettere all'amministratore di impostare solo l'\acr{uid} effettivo,
2040 dato che l'uso normale di \func{setuid} comporta l'impostazione di tutti gli
2043 Le due funzioni \funcd{setresuid} e \funcd{setresgid} sono invece
2044 un'estensione introdotta in Linux (a partire dal kernel 2.1.44) e permettono
2045 un completo controllo su tutti e tre i gruppi di identificatori
2046 (\textit{real}, \textit{effective} e \textit{saved}), i loro prototipi sono:
2051 \fdecl{int setresuid(uid\_t ruid, uid\_t euid, uid\_t suid)}
2052 \fdesc{Imposta l'\acr{uid} reale, effettivo e salvato del processo corrente.}
2053 \fdecl{int setresgid(gid\_t rgid, gid\_t egid, gid\_t sgid)}
2054 \fdesc{Imposta il \acr{gid} reale, effettivo e salvato del processo corrente.}
2056 {Le funzioni ritornano $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
2057 caso \var{errno} può assumere solo il valore \errcode{EPERM}.
2061 Di nuovo le due funzioni sono identiche e quanto detto per la prima riguardo
2062 gli \acr{uid} si applica alla seconda per i \acr{gid}. La funzione
2063 \func{setresuid} imposta l'\acr{uid} reale, l'\acr{uid} effettivo e
2064 l'\acr{uid} salvato del processo corrente ai valori specificati
2065 rispettivamente dagli argomenti \param{ruid}, \param{euid} e \param{suid}. I
2066 processi non privilegiati possono cambiare uno qualunque degli\acr{uid} solo
2067 ad un valore corrispondente o all'\acr{uid} reale, o a quello effettivo o a
2068 quello salvato, l'amministratore può specificare i valori che vuole. Un valore
2069 di $-1$ per un qualunque argomento lascia inalterato l'identificatore
2072 Per queste funzioni esistono anche due controparti, \funcd{getresuid} e
2073 \funcd{getresgid},\footnote{le funzioni non sono standard, anche se appaiono
2074 in altri kernel, su Linux sono presenti dal kernel 2.1.44 e con le versioni
2075 della \acr{glibc} a partire dalla 2.3.2, definendo la macro
2076 \macro{\_GNU\_SOURCE}.} che permettono di leggere in blocco i vari
2077 identificatori; i loro prototipi sono:
2082 \fdecl{int getresuid(uid\_t *ruid, uid\_t *euid, uid\_t *suid)}
2083 \fdesc{Legge l'\acr{uid} reale, effettivo e salvato del processo corrente.}
2084 \fdecl{int getresgid(gid\_t *rgid, gid\_t *egid, gid\_t *sgid)}
2085 \fdesc{Legge il \acr{gid} reale, effettivo e salvato del processo corrente.}
2087 {Le funzioni ritornano $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
2088 caso \var{errno} può assumere solo il valore \errcode{EFAULT} se gli
2089 indirizzi delle variabili di ritorno non sono validi. }
2092 Anche queste funzioni sono un'estensione specifica di Linux, e non richiedono
2093 nessun privilegio. I valori sono restituiti negli argomenti, che vanno
2094 specificati come puntatori (è un altro esempio di
2095 \itindex{value~result~argument} \textit{value result argument}). Si noti che
2096 queste funzioni sono le uniche in grado di leggere gli identificatori del
2097 gruppo \textit{saved}.
2099 Infine le funzioni \func{setfsuid} e \func{setfsgid} servono per impostare gli
2100 identificatori del gruppo \textit{filesystem} che sono usati da Linux per il
2101 controllo dell'accesso ai file. Come già accennato in
2102 sez.~\ref{sec:proc_access_id} Linux definisce questo ulteriore gruppo di
2103 identificatori, che in circostanze normali sono assolutamente equivalenti a
2104 quelli del gruppo \textit{effective}, dato che ogni cambiamento di questi
2105 ultimi viene immediatamente riportato su di essi.
2107 C'è un solo caso in cui si ha necessità di introdurre una differenza fra gli
2108 identificatori dei gruppi \textit{effective} e \textit{filesystem}, ed è per
2109 ovviare ad un problema di sicurezza che si presenta quando si deve
2110 implementare un server NFS.
2112 Il server NFS infatti deve poter cambiare l'identificatore con cui accede ai
2113 file per assumere l'identità del singolo utente remoto, ma se questo viene
2114 fatto cambiando l'\acr{uid} effettivo o l'\acr{uid} reale il server si espone
2115 alla ricezione di eventuali segnali ostili da parte dell'utente di cui ha
2116 temporaneamente assunto l'identità. Cambiando solo l'\acr{uid} di filesystem
2117 si ottengono i privilegi necessari per accedere ai file, mantenendo quelli
2118 originari per quanto riguarda tutti gli altri controlli di accesso, così che
2119 l'utente non possa inviare segnali al server NFS.
2121 Le due funzioni usate per cambiare questi identificatori sono \funcd{setfsuid}
2122 e \funcd{setfsgid}, ed ovviamente sono specifiche di Linux e non devono essere
2123 usate se si intendono scrivere programmi portabili; i loro prototipi sono:
2127 \fdecl{int setfsuid(uid\_t fsuid)}
2128 \fdesc{Imposta l'\acr{uid} di filesystem del processo corrente.}
2129 \fdecl{int setfsgid(gid\_t fsgid)}
2130 \fdesc{Legge il \acr{gid} di filesystem del processo corrente.}
2132 {Le funzioni restituiscono il nuovo valore dell'identificativo in caso di
2133 successo e quello corrente per un errore, in questo caso non viene però
2134 impostato nessun codice di errore in \var{errno}.}
2137 Le due funzioni sono analoghe ed usano il valore passato come argomento per
2138 effettuare l'impostazione dell'identificativo. Le funzioni hanno successo
2139 solo se il processo chiamante ha i privilegi di amministratore o, per gli
2140 altri utenti, se il valore specificato coincide con uno dei di quelli del
2141 gruppo \textit{real}, \textit{effective} o \textit{saved}.
2144 \subsection{Le funzioni per la gestione dei gruppi associati a un processo}
2145 \label{sec:proc_setgroups}
2147 Le ultime funzioni che esamineremo sono quelle che permettono di operare sui
2148 gruppi supplementari cui un utente può appartenere. Ogni processo può avere
2149 almeno \const{NGROUPS\_MAX} gruppi supplementari\footnote{il numero massimo di
2150 gruppi secondari può essere ottenuto con \func{sysconf} (vedi
2151 sez.~\ref{sec:sys_sysconf}), leggendo il parametro
2152 \texttt{\_SC\_NGROUPS\_MAX}.} in aggiunta al gruppo primario; questi vengono
2153 ereditati dal processo padre e possono essere cambiati con queste funzioni.
2155 La funzione che permette di leggere i gruppi supplementari associati ad un
2156 processo è \funcd{getgroups}; questa funzione è definita nello standard
2157 POSIX.1, ed il suo prototipo è:
2162 \fdecl{int getgroups(int size, gid\_t list[])}
2163 \fdesc{Legge gli identificatori dei gruppi supplementari.}
2165 {La funzione ritorna il numero di gruppi letti in caso di successo e $-1$ per
2166 un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2168 \item[\errcode{EFAULT}] \param{list} non ha un indirizzo valido.
2169 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{size} è diverso da zero ma
2170 minore del numero di gruppi supplementari del processo.
2174 La funzione legge gli identificatori dei gruppi supplementari del processo sul
2175 vettore \param{list} che deve essere di dimensione pari a \param{size}. Non è
2176 specificato se la funzione inserisca o meno nella lista il \acr{gid} effettivo
2177 del processo. Se si specifica un valore di \param{size} uguale a $0$ allora
2178 l'argomento \param{list} non viene modificato, ma si ottiene il numero di
2179 gruppi supplementari.
2181 Una seconda funzione, \funcd{getgrouplist}, può invece essere usata per
2182 ottenere tutti i gruppi a cui appartiene utente identificato per nome; il suo
2187 \fdecl{int getgrouplist(const char *user, gid\_t group, gid\_t *groups, int
2189 \fdesc{Legge i gruppi cui appartiene un utente.}
2191 {La funzione ritorna il numero di gruppi ottenuto in caso di successo e $-1$
2192 per un errore, che avviene solo quando il numero di gruppi è maggiore di
2193 quelli specificati con \param{ngroups}.}
2196 La funzione esegue una scansione del database dei gruppi (si veda
2197 sez.~\ref{sec:sys_user_group}) per leggere i gruppi supplementari dell'utente
2198 specificato per nome (e non con un \acr{uid}) nella stringa passata con
2199 l'argomento \param{user}. Ritorna poi nel vettore \param{groups} la lista dei
2200 \acr{gid} dei gruppi a cui l'utente appartiene. Si noti che \param{ngroups},
2201 che in ingresso deve indicare la dimensione di \param{group}, è passato come
2202 \itindex{value~result~argument} \textit{value result argument} perché, qualora
2203 il valore specificato sia troppo piccolo, la funzione ritorna $-1$, passando
2204 comunque indietro il numero dei gruppi trovati, in modo da poter ripetere la
2205 chiamata con un vettore di dimensioni adeguate.
2207 Infine per impostare i gruppi supplementari di un processo ci sono due
2208 funzioni, che possono essere usate solo se si hanno i privilegi di
2209 amministratore.\footnote{e più precisamente se si ha la \itindex{capability}
2210 \textit{capability} \macro{CAP\_SETGID}.} La prima delle due è
2211 \funcd{setgroups},\footnote{la funzione è definita in BSD e SRv4, ma a
2212 differenza di \func{getgroups} non è stata inclusa in POSIX.1-2001, per
2213 poterla utilizzare deve essere definita la macro \macro{\_BSD\_SOURCE}.} ed
2218 \fdecl{int setgroups(size\_t size, gid\_t *list)}
2219 \fdesc{Imposta i gruppi supplementari del processo.}
2221 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
2222 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2224 \item[\errcode{EFAULT}] \param{list} non ha un indirizzo valido.
2225 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{size} è maggiore del valore
2226 massimo consentito di gruppi supplementari.
2227 \item[\errcode{EPERM}] il processo non ha i privilegi di amministratore.
2231 La funzione imposta i gruppi supplementari del processo corrente ai valori
2232 specificati nel vettore passato con l'argomento \param{list}, di dimensioni
2233 date dall'argomento \param{size}. Il numero massimo di gruppi supplementari
2234 che si possono impostare è un parametro di sistema, che può essere ricavato
2235 con le modalità spiegate in sez.~\ref{sec:sys_characteristics}.
2237 Se invece si vogliono impostare i gruppi supplementari del processo a quelli di
2238 un utente specifico, si può usare \funcd{initgroups} il cui prototipo è:
2243 \fdecl{int initgroups(const char *user, gid\_t group)}
2244 \fdesc{Inizializza la lista dei gruppi supplementari.}
2246 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
2247 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2249 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per allocare lo spazio per
2250 informazioni dei gruppi.
2251 \item[\errcode{EPERM}] il processo non ha i privilegi di amministratore.
2255 La funzione esegue la scansione del database dei gruppi (usualmente
2256 \conffile{/etc/group}) cercando i gruppi di cui è membro l'utente \param{user}
2257 (di nuovo specificato per nome e non per \acr{uid}) con cui costruisce una
2258 lista di gruppi supplementari, a cui aggiunge anche
2259 \param{group}, infine imposta questa lista per il processo corrente usando
2260 \func{setgroups}. Si tenga presente che sia \func{setgroups} che
2261 \func{initgroups} non sono definite nello standard POSIX.1 e che pertanto non
2262 è possibile utilizzarle quando si definisce \macro{\_POSIX\_SOURCE} o si
2263 compila con il flag \cmd{-ansi}, è pertanto meglio evitarle se si vuole
2264 scrivere codice portabile.
2267 \section{La gestione della priorità dei processi}
2268 \label{sec:proc_priority}
2270 In questa sezione tratteremo più approfonditamente i meccanismi con il quale
2271 lo \itindex{scheduler} \textit{scheduler} assegna la CPU ai vari processi
2272 attivi. In particolare prenderemo in esame i vari meccanismi con cui viene
2273 gestita l'assegnazione del tempo di CPU, ed illustreremo le varie funzioni di
2274 gestione. Tratteremo infine anche le altre priorità dei processi (come quelle
2275 per l'accesso a disco) divenute disponibili con i kernel più recenti.
2278 \subsection{I meccanismi di \textit{scheduling}}
2279 \label{sec:proc_sched}
2281 \itindbeg{scheduler}
2283 La scelta di un meccanismo che sia in grado di distribuire in maniera efficace
2284 il tempo di CPU per l'esecuzione dei processi è sempre una questione delicata,
2285 ed oggetto di numerose ricerche; in generale essa dipende in maniera
2286 essenziale anche dal tipo di utilizzo che deve essere fatto del sistema, per
2287 cui non esiste un meccanismo che sia valido per tutti gli usi.
2289 La caratteristica specifica di un sistema multitasking come Linux è quella del
2290 cosiddetto \itindex{preemptive~multitasking} \textit{preemptive
2291 multitasking}: questo significa che al contrario di altri sistemi (che usano
2292 invece il cosiddetto \itindex{cooperative~multitasking} \textit{cooperative
2293 multitasking}) non sono i singoli processi, ma il kernel stesso a decidere
2294 quando la CPU deve essere passata ad un altro processo. Come accennato in
2295 sez.~\ref{sec:proc_hierarchy} questa scelta viene eseguita da una sezione
2296 apposita del kernel, lo \textit{scheduler}, il cui scopo è quello di
2297 distribuire al meglio il tempo di CPU fra i vari processi.
2299 La cosa è resa ancora più complicata dal fatto che con le architetture
2300 multi-processore si deve anche scegliere quale sia la CPU più opportuna da
2301 utilizzare.\footnote{nei processori moderni la presenza di ampie cache può
2302 rendere poco efficiente trasferire l'esecuzione di un processo da una CPU ad
2303 un'altra, per cui effettuare la migliore scelta fra le diverse CPU non è
2304 banale.} Tutto questo comunque appartiene alle sottigliezze
2305 dell'implementazione del kernel; dal punto di vista dei programmi che girano
2306 in \textit{user space}, anche quando si hanno più processori (e dei processi
2307 che sono eseguiti davvero in contemporanea), le politiche di
2308 \textit{scheduling} riguardano semplicemente l'allocazione della risorsa
2309 \textsl{tempo di esecuzione}, la cui assegnazione sarà governata dai
2310 meccanismi di scelta delle priorità che restano gli stessi indipendentemente
2311 dal numero di processori.
2313 Si tenga conto poi che i processi non devono solo eseguire del codice: ad
2314 esempio molto spesso saranno impegnati in operazioni di I/O, o potranno
2315 venire bloccati da un comando dal terminale, o sospesi per un certo periodo di
2316 tempo. In tutti questi casi la CPU diventa disponibile ed è compito dello
2317 kernel provvedere a mettere in esecuzione un altro processo.
2319 Tutte queste possibilità sono caratterizzate da un diverso \textsl{stato} del
2320 processo, in Linux un processo può trovarsi in uno degli stati riportati in
2321 tab.~\ref{tab:proc_proc_states}; ma soltanto i processi che sono nello stato
2322 \textit{runnable} concorrono per l'esecuzione. Questo vuol dire che, qualunque
2323 sia la sua priorità, un processo non potrà mai essere messo in esecuzione
2324 fintanto che esso si trova in uno qualunque degli altri stati.
2329 \begin{tabular}[c]{|p{2.4cm}|c|p{9cm}|}
2331 \textbf{Stato} & \texttt{STAT} & \textbf{Descrizione} \\
2334 \textit{runnable}& \texttt{R} & Il processo è in esecuzione o è pronto ad
2335 essere eseguito (cioè è in attesa che gli
2336 venga assegnata la CPU).\\
2337 \textit{sleep} & \texttt{S} & Il processo è in attesa di un
2338 risposta dal sistema, ma può essere
2339 interrotto da un segnale.\\
2340 \textit{uninterrutible sleep}& \texttt{D} & Il processo è in
2341 attesa di un risposta dal sistema (in
2342 genere per I/O), e non può essere
2343 interrotto in nessuna circostanza.\\
2344 \textit{stopped} & \texttt{T} & Il processo è stato fermato con un
2345 \signal{SIGSTOP}, o è tracciato.\\
2346 \textit{zombie}\itindex{zombie}& \texttt{Z} & Il processo è terminato ma il
2347 suo stato di terminazione non è ancora
2348 stato letto dal padre.\\
2349 \textit{killable}& \texttt{D} & Un nuovo stato introdotto con il kernel
2350 2.6.25, sostanzialmente identico
2351 all'\textit{uninterrutible sleep} con la
2352 sola differenza che il processo può
2353 terminato con \signal{SIGKILL} (usato per
2357 \caption{Elenco dei possibili stati di un processo in Linux, nella colonna
2358 \texttt{STAT} si è riportata la corrispondente lettera usata dal comando
2359 \cmd{ps} nell'omonimo campo.}
2360 \label{tab:proc_proc_states}
2363 Si deve quindi tenere presente che l'utilizzo della CPU è soltanto una delle
2364 risorse che sono necessarie per l'esecuzione di un programma, e a seconda
2365 dello scopo del programma non è detto neanche che sia la più importante, dato
2366 che molti programmi dipendono in maniera molto più critica dall'I/O. Per
2367 questo motivo non è affatto detto che dare ad un programma la massima priorità
2368 di esecuzione abbia risultati significativi in termini di prestazioni.
2370 Il meccanismo tradizionale di \textit{scheduling} di Unix (che tratteremo in
2371 sez.~\ref{sec:proc_sched_stand}) è sempre stato basato su delle
2372 \textsl{priorità dinamiche}, in modo da assicurare che tutti i processi, anche
2373 i meno importanti, potessero ricevere un po' di tempo di CPU. In sostanza
2374 quando un processo ottiene la CPU la sua priorità viene diminuita. In questo
2375 modo alla fine, anche un processo con priorità iniziale molto bassa, finisce
2376 per avere una priorità sufficiente per essere eseguito.
2378 Lo standard POSIX.1b però ha introdotto il concetto di \textsl{priorità
2379 assoluta}, (chiamata anche \textsl{priorità statica}, in contrapposizione
2380 alla normale priorità dinamica), per tenere conto dei sistemi
2381 \textit{real-time},\footnote{per sistema \textit{real-time} si intende un
2382 sistema in grado di eseguire operazioni in un tempo ben determinato; in
2383 genere si tende a distinguere fra l'\textit{hard real-time} in cui è
2384 necessario che i tempi di esecuzione di un programma siano determinabili con
2385 certezza assoluta (come nel caso di meccanismi di controllo di macchine,
2386 dove uno sforamento dei tempi avrebbe conseguenze disastrose), e
2387 \textit{soft-real-time} in cui un occasionale sforamento è ritenuto
2388 accettabile.} in cui è vitale che i processi che devono essere eseguiti in
2389 un determinato momento non debbano aspettare la conclusione di altri che non
2390 hanno questa necessità.
2392 Il concetto di priorità assoluta dice che quando due processi si contendono
2393 l'esecuzione, vince sempre quello con la priorità assoluta più alta.
2394 Ovviamente questo avviene solo per i processi che sono pronti per essere
2395 eseguiti (cioè nello stato \textit{runnable}). La priorità assoluta viene in
2396 genere indicata con un numero intero, ed un valore più alto comporta una
2397 priorità maggiore. Su questa politica di \textit{scheduling} torneremo in
2398 sez.~\ref{sec:proc_real_time}.
2400 In generale quello che succede in tutti gli Unix moderni è che ai processi
2401 normali viene sempre data una priorità assoluta pari a zero, e la decisione di
2402 assegnazione della CPU è fatta solo con il meccanismo tradizionale della
2403 priorità dinamica. In Linux tuttavia è possibile assegnare anche una priorità
2404 assoluta, nel qual caso un processo avrà la precedenza su tutti gli altri di
2405 priorità inferiore, che saranno eseguiti solo quando quest'ultimo non avrà
2409 \subsection{Il meccanismo di \textit{scheduling} standard}
2410 \label{sec:proc_sched_stand}
2412 A meno che non si abbiano esigenze specifiche,\footnote{per alcune delle quali
2413 sono state introdotte delle varianti specifiche.} l'unico meccanismo di
2414 \textit{scheduling} con il quale si avrà a che fare è quello tradizionale, che
2415 prevede solo priorità dinamiche. È di questo che, di norma, ci si dovrà
2416 preoccupare nella programmazione. Come accennato in Linux i processi ordinari
2417 hanno tutti una priorità assoluta nulla; quello che determina quale, fra tutti
2418 i processi in attesa di esecuzione, sarà eseguito per primo, è la cosiddetta
2419 \textsl{priorità dinamica},\footnote{quella che viene mostrata nella colonna
2420 \texttt{PR} del comando \texttt{top}.} che è chiamata così proprio perché
2421 varia nel corso dell'esecuzione di un processo.
2423 Il meccanismo usato da Linux è in realtà piuttosto complesso,\footnote{e
2424 dipende strettamente dalla versione di kernel; in particolare a partire
2425 dalla serie 2.6.x lo scheduler è stato riscritto completamente, con molte
2426 modifiche susseguitesi per migliorarne le prestazioni, per un certo periodo
2427 ed è stata anche introdotta la possibilità di usare diversi algoritmi,
2428 selezionabili sia in fase di compilazione, che, nelle versioni più recenti,
2429 all'avvio (addirittura è stato ideato un sistema modulare che permette di
2430 cambiare lo scheduler a sistema attivo).} ma a grandi linee si può dire che
2431 ad ogni processo è assegnata una \textit{time-slice}, cioè un intervallo di
2432 tempo (letteralmente una fetta) per il quale, a meno di eventi esterni, esso
2433 viene eseguito senza essere interrotto. Inoltre la priorità dinamica viene
2434 calcolata dallo scheduler a partire da un valore iniziale che viene
2435 \textsl{diminuito} tutte le volte che un processo è in stato \textit{runnable}
2436 ma non viene posto in esecuzione.\footnote{in realtà il calcolo della priorità
2437 dinamica e la conseguente scelta di quale processo mettere in esecuzione
2438 avviene con un algoritmo molto più complicato, che tiene conto anche della
2439 \textsl{interattività} del processo, utilizzando diversi fattori, questa è
2440 una brutale semplificazione per rendere l'idea del funzionamento, per una
2441 trattazione più dettagliata, anche se non aggiornatissima, dei meccanismi di
2442 funzionamento dello scheduler si legga il quarto capitolo di
2443 \cite{LinKernDev}.} Lo scheduler infatti mette sempre in esecuzione, fra
2444 tutti i processi in stato \textit{runnable}, quello che ha il valore di
2445 priorità dinamica più basso.\footnote{con le priorità dinamiche il significato
2446 del valore numerico ad esse associato è infatti invertito, un valore più
2447 basso significa una priorità maggiore.} Il fatto che questo valore venga
2448 diminuito quando un processo non viene posto in esecuzione pur essendo pronto,
2449 significa che la priorità dei processi che non ottengono l'uso del processore
2450 viene progressivamente incrementata, così che anche questi alla fine hanno la
2451 possibilità di essere eseguiti.
2453 Sia la dimensione della \textit{time-slice} che il valore di partenza della
2454 priorità dinamica sono determinate dalla cosiddetta \textit{nice} (o
2455 \textit{niceness}) del processo.\footnote{questa è una delle tante proprietà
2456 che ciascun processo si porta dietro, essa viene ereditata dai processi
2457 figli e mantenuta attraverso una \func{exec}; fino alla serie 2.4 essa era
2458 mantenuta nell'omonimo campo \texttt{nice} della \texttt{task\_struct}, con
2459 la riscrittura dello scheduler eseguita nel 2.6 viene mantenuta nel campo
2460 \texttt{static\_prio} come per le priorità statiche.} L'origine del nome di
2461 questo parametro sta nel fatto che generalmente questo viene usato per
2462 \textsl{diminuire} la priorità di un processo, come misura di cortesia nei
2463 confronti degli altri. I processi infatti vengono creati dal sistema con un
2464 valore nullo e nessuno è privilegiato rispetto agli altri. Specificando un
2465 valore di \textit{nice} positivo si avrà una \textit{time-slice} più breve ed
2466 un valore di priorità dinamica iniziale più alto, mentre un valore negativo
2467 darà una \textit{time-slice} più lunga ed un valore di priorità dinamica
2470 Esistono diverse funzioni che consentono di indicare un valore di
2471 \textit{nice} di un processo; la più semplice è \funcd{nice}, che opera sul
2472 processo corrente, il suo prototipo è:
2476 \fdecl{int nice(int inc)}
2477 \fdesc{Aumenta il valore di \textit{nice} del processo corrente.}
2479 {La funzione ritorna il nuovo valore di \textit{nice} in caso di successo e
2480 $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2482 \item[\errcode{EPERM}] non si ha il permesso di specificare un valore
2483 di \param{inc} negativo.
2487 L'argomento \param{inc} indica l'incremento da effettuare rispetto al valore
2488 di \textit{nice} corrente, che può assumere valori compresi fra
2489 \const{PRIO\_MIN} e \const{PRIO\_MAX}; nel caso di Linux sono fra $-20$ e
2490 $19$,\footnote{in realtà l'intervallo varia a seconda delle versioni di
2491 kernel, ed è questo a partire dal kernel 1.3.43, anche se oggi si può avere
2492 anche l'intervallo fra $-20$ e $20$.} ma per \param{inc} si può specificare
2493 un valore qualunque, positivo o negativo, ed il sistema provvederà a troncare
2494 il risultato nell'intervallo consentito. Valori positivi comportano maggiore
2495 \textit{cortesia} e cioè una diminuzione della priorità, valori negativi
2496 comportano invece un aumento della priorità. Con i kernel precedenti il 2.6.12
2497 solo l'amministratore\footnote{o un processo con la \itindex{capabilities}
2498 \textit{capability} \const{CAP\_SYS\_NICE}, vedi
2499 sez.~\ref{sec:proc_capabilities}.} può specificare valori negativi
2500 di \param{inc} che permettono di aumentare la priorità di un processo, a
2501 partire da questa versione è consentito anche agli utenti normali alzare
2502 (entro certi limiti, che vedremo in sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}) la
2503 priorità dei propri processi.
2505 Gli standard SUSv2 e POSIX.1 prevedono che la funzione ritorni il nuovo valore
2506 di \textit{nice} del processo; tuttavia la \textit{system call} di Linux non
2507 segue questa convenzione e restituisce sempre $0$ in caso di successo e $-1$
2508 in caso di errore; questo perché $-1$ è anche un valore di \textit{nice}
2509 legittimo e questo comporta una confusione con una eventuale condizione di
2510 errore. La \textit{system call} originaria inoltre non consente, se non dotati
2511 di adeguati privilegi, di diminuire un valore di \textit{nice} precedentemente
2514 Fino alle \acr{glibc} 2.2.4 la funzione di libreria riportava direttamente il
2515 risultato dalla \textit{system call}, violando lo standard, per cui per
2516 ottenere il nuovo valore occorreva una successiva chiamata alla funzione
2517 \func{getpriority}. A partire dalla \acr{glibc} 2.2.4 \func{nice} è stata
2518 reimplementata e non viene più chiamata la omonima \textit{system call}, con
2519 questa versione viene restituito come valore di ritorno il valore di
2520 \textit{nice}, come richiesto dallo standard.\footnote{questo viene fatto
2521 chiamando al suo interno \func{setpriority}, che tratteremo a breve.} In
2522 questo caso l'unico modo per rilevare in maniera affidabile una condizione di
2523 errore è quello di azzerare \var{errno} prima della chiamata della funzione e
2524 verificarne il valore quando \func{nice} restituisce $-1$.
2526 Per leggere il valore di \textit{nice} di un processo occorre usare la
2527 funzione \funcd{getpriority}, derivata da BSD; il suo prototipo è:
2531 \fhead{sys/resource.h}
2532 \fdecl{int getpriority(int which, int who)}
2533 \fdesc{Legge un valore di \textit{nice}.}
2535 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
2536 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2538 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{which} non è uno di quelli
2539 elencati in tab.~\ref{tab:proc_getpriority}.
2540 \item[\errcode{ESRCH}] non c'è nessun processo che corrisponda ai valori di
2541 \param{which} e \param{who}.
2545 La funzione permette, a seconda di quanto specificato
2546 nell'argomento \param{which}, di leggere il valore di \textit{nice} di un
2547 processo, di un gruppo di processi (vedi sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) o di
2548 un utente indicato dall'argomento \param{who}. Nelle vecchie versioni può
2549 essere necessario includere anche \code{sys/time.h}, questo non è più
2550 necessario con versioni recenti delle librerie, ma è comunque utile per
2553 I valori possibili per \param{which}, ed il tipo di valore che occorre usare
2554 in corrispondenza per \param{who} solo elencati nella legenda di
2555 tab.~\ref{tab:proc_getpriority} insieme ai relativi significati. Usare un
2556 valore nullo per \param{who} indica, a seconda della corrispondente
2557 indicazione usata per \param{which} il processo, il gruppo di processi o
2563 \begin{tabular}[c]{|c|c|l|}
2565 \param{which} & \param{who} & \textbf{Significato} \\
2568 \const{PRIO\_PROCESS} & \type{pid\_t} & processo \\
2569 \const{PRIO\_PRGR} & \type{pid\_t} & \itindex{process~group}
2570 \textit{process group} \\
2571 \const{PRIO\_USER} & \type{uid\_t} & utente \\
2574 \caption{Legenda del valore dell'argomento \param{which} e del tipo
2575 dell'argomento \param{who} delle funzioni \func{getpriority} e
2576 \func{setpriority} per le tre possibili scelte.}
2577 \label{tab:proc_getpriority}
2580 In caso di una indicazione che faccia riferimento a più processi, la funzione
2581 restituisce la priorità più alta (cioè il valore più basso) fra quelle dei
2582 processi corrispondenti. Come per \func{nice} $-1$ è un valore possibile
2583 corretto, per cui di nuovo per poter rilevare una condizione di errore è
2584 necessario cancellare sempre \var{errno} prima della chiamata alla funzione e
2585 quando si ottiene un valore di ritorno uguale a $-1$ per verificare che essa
2586 resti uguale a zero.
2588 Analoga a \func{getpriority} è la funzione \funcd{setpriority} che permette di
2589 impostare la priorità di uno o più processi; il suo prototipo è:
2593 \fhead{sys/resource.h}
2594 \fdecl{int setpriority(int which, int who, int prio)}
2595 \fdesc{Imposta un valore di \textit{nice}.}
2597 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
2598 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2600 \item[\errcode{EACCES}] si è richiesto un aumento di priorità senza avere
2601 sufficienti privilegi.
2602 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{which} non è uno di quelli
2603 elencati in tab.~\ref{tab:proc_getpriority}.
2604 \item[\errcode{EPERM}] un processo senza i privilegi di amministratore ha
2605 cercato di modificare la priorità di un processo di un altro utente.
2606 \item[\errcode{ESRCH}] non c'è nessun processo che corrisponda ai valori di
2607 \param{which} e \param{who}.
2611 La funzione imposta la priorità dinamica al valore specificato da \param{prio}
2612 per tutti i processi indicati dagli argomenti \param{which} e \param{who}, per
2613 i quali valgono le stesse considerazioni fatte per \func{getpriority} e lo
2614 specchietto di tab.~\ref{tab:proc_getpriority}.
2616 In questo caso come valore di \param{prio} deve essere specificato il valore
2617 di \textit{nice} da assegnare, e non un incremento (positivo o negativo) come
2618 nel caso di \func{nice}, nell'intervallo fra \const{PRIO\_MIN} ($-20$) e
2619 \const{PRIO\_MAX} ($19$). La funzione restituisce il valore di \textit{nice}
2620 assegnato in caso di successo e $-1$ in caso di errore, e come per \func{nice}
2621 anche in questo caso per rilevare un errore occorre sempre porre a zero
2622 \var{errno} prima della chiamata della funzione, essendo $-1$ un valore di
2623 \textit{nice} valido.
2625 Si tenga presente che solo l'amministratore\footnote{o più precisamente un
2626 processo con la \itindex{capabilities} \textit{capability}
2627 \const{CAP\_SYS\_NICE}, vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}.} ha la
2628 possibilità di modificare arbitrariamente le priorità di qualunque
2629 processo. Un utente normale infatti può modificare solo la priorità dei suoi
2630 processi ed in genere soltanto diminuirla. Fino alla versione di kernel
2631 2.6.12 Linux ha seguito le specifiche dello standard SUSv3, e come per tutti i
2632 sistemi derivati da SysV veniva richiesto che l'\acr{uid} reale o quello
2633 effettivo del processo chiamante corrispondessero all'\acr{uid} reale (e solo
2634 a quello) del processo di cui si intendeva cambiare la priorità. A partire
2635 dalla versione 2.6.12 è stata adottata la semantica in uso presso i sistemi
2636 derivati da BSD (SunOS, Ultrix, *BSD), in cui la corrispondenza può essere
2637 anche con l'\acr{uid} effettivo.
2639 Sempre a partire dal kernel 2.6.12 è divenuto possibile anche per gli utenti
2640 ordinari poter aumentare la priorità dei propri processi specificando un
2641 valore di \param{prio} negativo. Questa operazione non è possibile però in
2642 maniera indiscriminata, ed in particolare può essere effettuata solo
2643 nell'intervallo consentito dal valore del limite \const{RLIMIT\_NICE}
2644 (torneremo su questo in sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}).
2646 Infine nonostante i valori siano sempre rimasti gli stessi, il significato del
2647 valore di \textit{nice} è cambiato parecchio nelle progressive riscritture
2648 dello \textit{scheduler} di Linux, ed in particolare a partire dal kernel
2649 2.6.23 l'uso di diversi valori di \textit{nice} ha un impatto molto più forte
2650 nella distribuzione della CPU ai processi. Infatti se viene comunque calcolata
2651 una priorità dinamica per i processi che non ricevono la CPU così che anche
2652 essi possano essere messi in esecuzione, un alto valore di \textit{nice}
2653 corrisponde comunque ad una \textit{time-slice} molto piccola che non cresce
2654 comunque, per cui un processo a bassa priorità avrà davvero scarse possibilità
2655 di essere eseguito in presenza di processi attivi a priorità più alta.
2659 \subsection{Il meccanismo di \textit{scheduling real-time}}
2660 \label{sec:proc_real_time}
2662 Come spiegato in sez.~\ref{sec:proc_sched} lo standard POSIX.1b ha introdotto
2663 le priorità assolute per permettere la gestione di processi real-time. In
2664 realtà nel caso di Linux non si tratta di un vero \textit{hard real-time}, in
2665 quanto in presenza di eventuali interrupt il kernel interrompe l'esecuzione di
2666 un processo qualsiasi sia la sua priorità,\footnote{questo a meno che non si
2667 siano installate le patch di RTLinux, RTAI o Adeos, con i quali è possibile
2668 ottenere un sistema effettivamente \textit{hard real-time}. In tal caso
2669 infatti gli interrupt vengono intercettati dall'interfaccia
2670 \textit{real-time} (o nel caso di Adeos gestiti dalle code del nano-kernel),
2671 in modo da poterli controllare direttamente qualora ci sia la necessità di
2672 avere un processo con priorità più elevata di un \textit{interrupt
2673 handler}.} mentre con l'incorrere in un \itindex{page~fault} \textit{page
2674 fault} si possono avere ritardi non previsti. Se l'ultimo problema può
2675 essere aggirato attraverso l'uso delle funzioni di controllo della memoria
2676 virtuale (vedi sez.~\ref{sec:proc_mem_lock}), il primo non è superabile e può
2677 comportare ritardi non prevedibili riguardo ai tempi di esecuzione di
2680 Nonostante questo, ed in particolare con una serie di miglioramenti che sono
2681 stati introdotti nello sviluppo del kernel,\footnote{in particolare a partire
2682 dalla versione 2.6.18 sono stati inserite nel kernel una serie di modifiche
2683 che consentono di avvicinarsi sempre di più ad un vero e proprio sistema
2684 \textit{real-time} estendendo il concetto di \textit{preemption} alle
2685 operazioni dello stesso kernel; esistono vari livelli a cui questo può
2686 essere fatto, ottenibili attivando in fase di compilazione una fra le
2687 opzioni \texttt{CONFIG\_PREEMPT\_NONE}, \texttt{CONFIG\_PREEMPT\_VOLUNTARY}
2688 e \texttt{CONFIG\_PREEMPT\_DESKTOP}.} si può arrivare ad una ottima
2689 approssimazione di sistema \textit{real-time} usando le priorità assolute.
2690 Occorre farlo però con molta attenzione: se si dà ad un processo una priorità
2691 assoluta e questo finisce in un loop infinito, nessun altro processo potrà
2692 essere eseguito, ed esso sarà mantenuto in esecuzione permanentemente
2693 assorbendo tutta la CPU e senza nessuna possibilità di riottenere l'accesso al
2694 sistema. Per questo motivo è sempre opportuno, quando si lavora con processi
2695 che usano priorità assolute, tenere attiva una shell cui si sia assegnata la
2696 massima priorità assoluta, in modo da poter essere comunque in grado di
2697 rientrare nel sistema.
2699 Quando c'è un processo con priorità assoluta lo \textit{scheduler} lo metterà
2700 in esecuzione prima di ogni processo normale. In caso di più processi sarà
2701 eseguito per primo quello con priorità assoluta più alta. Quando ci sono più
2702 processi con la stessa priorità assoluta questi vengono tenuti in una coda e
2703 tocca al kernel decidere quale deve essere eseguito. Il meccanismo con cui
2704 vengono gestiti questi processi dipende dalla politica di \textit{scheduling}
2705 che si è scelta; lo standard ne prevede due:
2706 \begin{basedescript}{\desclabelwidth{1.2cm}\desclabelstyle{\nextlinelabel}}
2707 \item[\textit{First In First Out} (FIFO)] Il processo viene eseguito
2708 fintanto che non cede volontariamente la CPU (con la funzione
2709 \func{sched\_yield}), si blocca, finisce o viene interrotto da un processo a
2710 priorità più alta. Se il processo viene interrotto da uno a priorità più
2711 alta esso resterà in cima alla lista e sarà il primo ad essere eseguito
2712 quando i processi a priorità più alta diverranno inattivi. Se invece lo si
2713 blocca volontariamente sarà posto in coda alla lista (ed altri processi con
2714 la stessa priorità potranno essere eseguiti).
2715 \item[\textit{Round Robin} (RR)] Il comportamento è del tutto analogo a quello
2716 precedente, con la sola differenza che ciascun processo viene eseguito al
2717 massimo per un certo periodo di tempo (la cosiddetta \textit{time-slice})
2718 dopo di che viene automaticamente posto in fondo alla coda dei processi con
2719 la stessa priorità. In questo modo si ha comunque una esecuzione a turno di
2720 tutti i processi, da cui il nome della politica. Solo i processi con la
2721 stessa priorità ed in stato \textit{runnable} entrano nel
2725 Lo standard POSIX.1-2001 prevede una funzione che consenta sia di modificare
2726 le politiche di \textit{scheduling}, passando da \textit{real-time} a
2727 ordinarie o viceversa, che di specificare, in caso di politiche
2728 \textit{real-time}, la eventuale priorità statica; la funzione è
2729 \funcd{sched\_setscheduler} ed il suo prototipo è:
2733 \fdecl{int sched\_setscheduler(pid\_t pid, int policy, const struct
2735 \fdesc{Imposta priorità e politica di \textit{scheduling}.}
2737 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
2738 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2740 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{policy} non esiste o il
2741 relativo valore di \param{p} non è valido per la politica scelta.
2742 \item[\errcode{EPERM}] il processo non ha i privilegi per attivare la
2744 \item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
2748 La funzione esegue l'impostazione per il processo specificato dall'argomento
2749 \param{pid}, un valore nullo di questo argomento esegue l'impostazione per il
2750 processo corrente. La politica di \textit{scheduling} è specificata
2751 dall'argomento \param{policy} i cui possibili valori sono riportati in
2752 tab.~\ref{tab:proc_sched_policy}; la parte alta della tabella indica le
2753 politiche \textit{real-time}, quella bassa le politiche ordinarie. Un valore
2754 negativo per \param{policy} mantiene la politica di \textit{scheduling}
2760 \begin{tabular}[c]{|l|p{6cm}|}
2762 \textbf{Politica} & \textbf{Significato} \\
2765 \const{SCHED\_FIFO} & \textit{Scheduling real-time} con politica
2767 \const{SCHED\_RR} & \textit{Scheduling real-time} con politica
2768 \textit{Round Robin}. \\
2770 \const{SCHED\_OTHER}& \textit{Scheduling} ordinario.\\
2771 \const{SCHED\_BATCH}& \textit{Scheduling} ordinario con l'assunzione
2772 ulteriore di lavoro \textit{CPU
2773 intensive} (dal kernel 2.6.16)\\
2774 \const{SCHED\_IDLE} & \textit{Scheduling} di priorità estremamente
2775 bassa (dal kernel 2.6.23)\\
2778 \caption{Valori dell'argomento \param{policy} per la funzione
2779 \func{sched\_setscheduler}.}
2780 \label{tab:proc_sched_policy}
2783 Con le versioni più recenti del kernel sono state introdotte anche delle
2784 varianti sulla politica di \textit{scheduling} tradizionale per alcuni carichi
2785 di lavoro specifici, queste due nuove politiche sono specifiche di Linux e non
2786 devono essere usate se si vogliono scrivere programmi portabili.
2788 La politica \const{SCHED\_BATCH} è una variante della politica ordinaria con
2789 la sola differenza che i processi ad essa soggetti non ottengono, nel calcolo
2790 delle priorità dinamiche fatto dallo scheduler, il cosiddetto bonus di
2791 interattività che mira a favorire i processi che si svegliano dallo stato di
2792 \textit{sleep}.\footnote{cosa che accade con grande frequenza per i processi
2793 interattivi, dato che essi sono per la maggior parte del tempo in attesa di
2794 dati in ingresso da parte dell'utente.} La si usa pertanto, come indica il
2795 nome, per processi che usano molta CPU (come programmi di calcolo) che in
2796 questo modo sono leggermente sfavoriti rispetto ai processi interattivi che
2797 devono rispondere a dei dati in ingresso, pur non perdendo il loro valore di
2800 La politica \const{SCHED\_IDLE} invece è una politica dedicata ai processi che
2801 si desidera siano eseguiti con la più bassa priorità possibile, ancora più
2802 bassa di un processo con il minimo valore di \textit{nice}. In sostanza la si
2803 può utilizzare per processi che devono essere eseguiti se non c'è niente altro
2804 da fare. Va comunque sottolineato che anche un processo \const{SCHED\_IDLE}
2805 avrà comunque una sua possibilità di utilizzo della CPU, sia pure in
2806 percentuale molto bassa.
2808 Qualora si sia richiesta una politica \textit{real-time} il valore della
2809 priorità statica viene impostato attraverso la struttura
2810 \struct{sched\_param}, riportata in fig.~\ref{fig:sig_sched_param}, il cui
2811 solo campo attualmente definito è \var{sched\_priority}. Il campo deve
2812 contenere il valore della priorità statica da assegnare al processo; lo
2813 standard prevede che questo debba essere assegnato all'interno di un
2814 intervallo fra un massimo ed un minimo che nel caso di Linux sono
2815 rispettivamente 1 e 99.
2817 \begin{figure}[!htbp]
2818 \footnotesize \centering
2819 \begin{minipage}[c]{\textwidth}
2820 \includestruct{listati/sched_param.c}
2823 \caption{La struttura \structd{sched\_param}.}
2824 \label{fig:sig_sched_param}
2827 I processi con politica di \textit{scheduling} ordinaria devono sempre
2828 specificare un valore nullo di \var{sched\_priority} altrimenti si avrà un
2829 errore \errcode{EINVAL}, questo valore infatti non ha niente a che vedere con
2830 la priorità dinamica determinata dal valore di \textit{nice}, che deve essere
2831 impostato con le funzioni viste in precedenza.
2833 Lo standard POSIX.1b prevede comunque che l'intervallo dei valori delle
2834 priorità statiche possa essere ottenuto tramite le due funzioni
2835 \funcd{sched\_get\_priority\_max} e \funcd{sched\_get\_priority\_min}, i cui
2840 \fdecl{int sched\_get\_priority\_max(int policy)}
2841 \fdesc{Legge il valore massimo di una priorità statica.}
2842 \fdecl{int sched\_get\_priority\_min(int policy)}
2843 \fdesc{Legge il valore minimo di una priorità statica.}
2845 {Le funzioni ritornano il valore della priorità in caso di successo e $-1$ per
2846 un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà il valore:
2848 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{policy} non è valido.
2852 Le funzioni ritornano rispettivamente i due valori della massima e minima
2853 priorità statica possano essere ottenuti per una delle politiche di
2854 \textit{scheduling} \textit{real-time} indicata dall'argomento \param{policy}.
2856 Si tenga presente che quando si imposta una politica di \textit{scheduling}
2857 real-time per un processo o se ne cambia la priorità statica questo viene
2858 messo in cima alla lista dei processi con la stessa priorità; questo comporta
2859 che verrà eseguito subito, interrompendo eventuali altri processi con la
2860 stessa priorità in quel momento in esecuzione.
2862 Il kernel mantiene i processi con la stessa priorità assoluta in una lista, ed
2863 esegue sempre il primo della lista, mentre un nuovo processo che torna in
2864 stato \textit{runnable} viene sempre inserito in coda alla lista. Se la
2865 politica scelta è \const{SCHED\_FIFO} quando il processo viene eseguito viene
2866 automaticamente rimesso in coda alla lista, e la sua esecuzione continua
2867 fintanto che non viene bloccato da una richiesta di I/O, o non rilascia
2868 volontariamente la CPU (in tal caso, tornando nello stato \textit{runnable}
2869 sarà reinserito in coda alla lista); l'esecuzione viene ripresa subito solo
2870 nel caso che esso sia stato interrotto da un processo a priorità più alta.
2872 Solo un processo con i privilegi di amministratore\footnote{più precisamente
2873 con la \itindex{capabilities} capacità \const{CAP\_SYS\_NICE}, vedi
2874 sez.~\ref{sec:proc_capabilities}.} può impostare senza restrizioni priorità
2875 assolute diverse da zero o politiche \const{SCHED\_FIFO} e
2876 \const{SCHED\_RR}. Un utente normale può modificare solo le priorità di
2877 processi che gli appartengono; è cioè richiesto che l'\acr{uid} effettivo del
2878 processo chiamante corrisponda all'\acr{uid} reale o effettivo del processo
2879 indicato con \param{pid}.
2881 Fino al kernel 2.6.12 gli utenti normali non potevano impostare politiche
2882 \textit{real-time} o modificare la eventuale priorità statica di un loro
2883 processo. A partire da questa versione è divenuto possibile anche per gli
2884 utenti normali usare politiche \textit{real-time} fintanto che la priorità
2885 assoluta che si vuole impostare è inferiore al limite \const{RLIMIT\_RTPRIO}
2886 (vedi sez.~\ref{sec:sys_resource_limit}) ad essi assegnato.
2888 Unica eccezione a questa possibilità sono i processi \const{SCHED\_IDLE}, che
2889 non possono cambiare politica di \textit{scheduling} indipendentemente dal
2890 valore di \const{RLIMIT\_RTPRIO}. Inoltre, in caso di processo già sottoposto
2891 ad una politica \textit{real-time}, un utente può sempre, indipendentemente
2892 dal valore di \const{RLIMIT\_RTPRIO}, diminuirne la priorità o portarlo ad una
2895 Se si intende operare solo sulla priorità statica di un processo si possono
2896 usare le due funzioni \funcd{sched\_setparam} e \funcd{sched\_getparam} che
2897 consentono rispettivamente di impostarne e leggerne il valore, i loro
2902 \fdecl{int sched\_setparam(pid\_t pid, const struct sched\_param *param)}
2903 \fdesc{Imposta la priorità statica di un processo.}
2904 \fdecl{int sched\_getparam(pid\_t pid, struct sched\_param *param)}
2905 \fdesc{Legge la priorità statica di un processo.}
2907 {Le funzioni ritornano $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
2908 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2910 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{param} non ha senso per la
2911 politica usata dal processo.
2912 \item[\errcode{EPERM}] non si hanno privilegi sufficienti per eseguire
2914 \item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
2918 Le funzioni richiedono di indicare nell'argomento \param{pid} il processo su
2919 cui operare e usano l'argomento \param{param} per mantenere il valore della
2920 priorità dinamica. Questo è ancora una struttura \struct{sched\_param} ed
2921 assume gli stessi valori già visti per \func{sched\_setscheduler}.
2923 L'uso di \func{sched\_setparam}, compresi i controlli di accesso che vi si
2924 applicano, è del tutto equivalente a quello di \func{sched\_setscheduler} con
2925 argomento \param{policy} uguale a $-1$. Come per \func{sched\_setscheduler}
2926 specificando $0$ come valore dell'argomento \param{pid} si opera sul processo
2927 corrente. Benché la funzione sia utilizzabile anche con processi sottoposti a
2928 politica ordinaria essa ha senso soltanto per quelli \textit{real-time}, dato
2929 che per i primi la priorità statica può essere soltanto nulla. La
2930 disponibilità di entrambe le funzioni può essere verificata controllando la
2931 macro \macro{\_POSIX\_PRIORITY\_SCHEDULING} che è definita nell'\textit{header
2932 file} \file{sched.h}.
2934 Se invece si vuole sapere quale è politica di \textit{scheduling} di un
2935 processo si può usare la funzione \funcd{sched\_getscheduler}, il cui
2940 \fdecl{int sched\_getscheduler(pid\_t pid)}
2941 \fdesc{Legge la politica di \textit{scheduling}.}
2943 {La funzione ritorna la politica di \textit{scheduling} in caso di successo e
2944 $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2946 \item[\errcode{EPERM}] non si hanno privilegi sufficienti per eseguire
2948 \item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
2952 La funzione restituisce il valore, secondo quanto elencato in
2953 tab.~\ref{tab:proc_sched_policy}, della politica di \textit{scheduling} per il
2954 processo specificato dall'argomento \param{pid}, se questo è nullo viene
2955 restituito il valore relativo al processo chiamante.
2957 L'ultima funzione che permette di leggere le informazioni relative ai processi
2958 real-time è \funcd{sched\_rr\_get\_interval}, che permette di ottenere la
2959 lunghezza della \textit{time-slice} usata dalla politica \textit{round robin};
2964 \fdecl{int sched\_rr\_get\_interval(pid\_t pid, struct timespec *tp)}
2965 \fdesc{Legge la durata della \textit{time-slice} per lo \textit{scheduling}
2966 \textit{round robin}.}
2968 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
2969 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
2971 \item[\errcode{EINVAL}] l'argomento \param{pid} non è valido.
2972 \item[\errcode{ENOSYS}] la \textit{system call} non è presente (solo per
2974 \item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
2976 ed inoltre anche \errval{EFAULT} nel suo significato generico.}
2979 La funzione restituisce nell'argomento \param{tp} come una struttura
2980 \struct{timespec}, (la cui definizione si può trovare in
2981 fig.~\ref{fig:sys_timeval_struct}) il valore dell'intervallo di tempo usato
2982 per la politica \textit{round robin} dal processo indicato da \acr{pid}. Il
2983 valore dipende dalla versione del kernel, a lungo infatti questo intervallo di
2984 tempo era prefissato e non modificabile ad un valore di 150 millisecondi,
2985 restituito indipendentemente dal \acr{pid} indicato.
2987 Con kernel recenti però è possibile ottenere una variazione della
2988 \textit{time-slice}, modificando il valore di \textit{nice} del processo
2989 (anche se questo non incide assolutamente sulla priorità statica) che come
2990 accennato in precedenza modifica il valore assegnato alla \textit{time-slice}
2991 di un processo ordinario, che però viene usato anche dai processi
2994 Come accennato ogni processo può rilasciare volontariamente la CPU in modo da
2995 consentire agli altri processi di essere eseguiti; la funzione che consente di
2996 fare tutto ciò è \funcd{sched\_yield}, il cui prototipo è:
3000 \fdecl{int sched\_yield(void)}
3001 \fdesc{Rilascia volontariamente l'esecuzione.}
3003 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e teoricamente $-1$ per un
3004 errore, ma su Linux ha sempre successo.}
3008 Questa funzione ha un utilizzo effettivo soltanto quando si usa lo
3009 \textit{scheduling} \textit{real-time}, e serve a far sì che il processo
3010 corrente rilasci la CPU, in modo da essere rimesso in coda alla lista dei
3011 processi con la stessa priorità per permettere ad un altro di essere eseguito;
3012 se però il processo è l'unico ad essere presente sulla coda l'esecuzione non
3013 sarà interrotta. In genere usano questa funzione i processi con politica
3014 \const{SCHED\_FIFO}, per permettere l'esecuzione degli altri processi con pari
3015 priorità quando la sezione più urgente è finita.
3017 La funzione può essere utilizzata anche con processi che usano lo
3018 \textit{scheduling} ordinario, ma in questo caso il comportamento non è ben
3019 definito, e dipende dall'implementazione. Fino al kernel 2.6.23 questo
3020 comportava che i processi venissero messi in fondo alla coda di quelli attivi,
3021 con la possibilità di essere rimessi in esecuzione entro breve tempo, con
3022 l'introduzione del \textit{Completely Fair Scheduler} questo comportamento è
3023 cambiato ed un processo che chiama la funzione viene inserito nella lista dei
3024 processi inattivo, con un tempo molto maggiore.\footnote{è comunque possibile
3025 ripristinare un comportamento analogo al precedente scrivendo il valore 1
3026 nel file \sysctlfile{kernel/sched\_compat\_yield}.}
3028 L'uso delle funzione nella programmazione ordinaria può essere utile e
3029 migliorare le prestazioni generali del sistema quando si è appena rilasciata
3030 una risorsa contesa con altri processi, e si vuole dare agli altri una
3031 possibilità di approfittarne mettendoli in esecuzione, ma chiamarla senza
3032 necessità, specie se questo avviene ripetutamente all'interno di un qualche
3033 ciclo, può avere invece un forte impatto negativo per la generazione di
3034 \itindex{contest~switch} \textit{contest switch} inutili.
3037 \subsection{Il controllo dello \textit{scheduler} per i sistemi
3039 \label{sec:proc_sched_multiprocess}
3041 Con il supporto dei sistemi multiprocessore sono state introdotte delle
3042 funzioni che permettono di controllare in maniera più dettagliata la scelta di
3043 quale processore utilizzare per eseguire un certo programma. Uno dei problemi
3044 che si pongono nei sistemi multiprocessore è infatti quello del cosiddetto
3045 \index{effetto~ping-pong} \textsl{effetto ping-pong}. Può accadere cioè che lo
3046 \textit{scheduler}, quando riavvia un processo precedentemente interrotto
3047 scegliendo il primo processore disponibile, lo faccia eseguire da un
3048 processore diverso rispetto a quello su cui era stato eseguito in
3049 precedenza. Se il processo passa da un processore all'altro in questo modo,
3050 cosa che avveniva abbastanza di frequente con i kernel della seria 2.4.x, si
3051 ha l'\textsl{effetto ping-pong}.
3053 Questo tipo di comportamento può generare dei seri problemi di prestazioni;
3054 infatti tutti i processori moderni utilizzano una memoria interna (la
3055 \textit{cache}) contenente i dati più usati, che permette di evitare di
3056 eseguire un accesso (molto più lento) alla memoria principale sulla scheda
3057 madre. Chiaramente un processo sarà favorito se i suoi dati sono nella cache
3058 del processore, ma è ovvio che questo può essere vero solo per un processore
3059 alla volta, perché in presenza di più copie degli stessi dati su più
3060 processori, non si potrebbe determinare quale di questi ha la versione dei
3061 dati aggiornata rispetto alla memoria principale.
3063 Questo comporta che quando un processore inserisce un dato nella sua cache,
3064 tutti gli altri processori che hanno lo stesso dato devono invalidarlo, e
3065 questa operazione è molto costosa in termini di prestazioni. Il problema
3066 diventa serio quando si verifica l'\textsl{effetto ping-pong}, in tal caso
3067 infatti un processo \textsl{rimbalza} continuamente da un processore all'altro
3068 e si ha una continua invalidazione della cache, che non diventa mai
3071 \itindbeg{CPU~affinity}
3073 Per ovviare a questo tipo di problemi è nato il concetto di \textsl{affinità
3074 di processore} (o \textit{CPU affinity}); la possibilità cioè di far sì che
3075 un processo possa essere assegnato per l'esecuzione sempre allo stesso
3076 processore. Lo \textit{scheduler} dei kernel della serie 2.4.x aveva una
3077 scarsa \textit{CPU affinity}, e \index{effetto~ping-pong} l'effetto ping-pong
3078 era comune; con il nuovo \textit{scheduler} dei kernel della 2.6.x questo
3079 problema è stato risolto ed esso cerca di mantenere il più possibile ciascun
3080 processo sullo stesso processore.
3082 In certi casi però resta l'esigenza di poter essere sicuri che un processo sia
3083 sempre eseguito dallo stesso processore,\footnote{quella che viene detta
3084 \textit{hard CPU affinity}, in contrasto con quella fornita dallo
3085 \textit{scheduler}, detta \textit{soft CPU affinity}, che di norma indica
3086 solo una preferenza, non un requisito assoluto.} e per poter risolvere
3087 questo tipo di problematiche nei nuovi kernel\footnote{le due \textit{system
3088 call} per la gestione della \textit{CPU affinity} sono state introdotte
3089 nel kernel 2.5.8, e le funzioni di libreria nelle \textsl{glibc} 2.3.} è
3090 stata introdotta l'opportuna infrastruttura ed una nuova \textit{system call}
3091 che permette di impostare su quali processori far eseguire un determinato
3092 processo attraverso una \textsl{maschera di affinità}. La corrispondente
3093 funzione di libreria è \funcd{sched\_setaffinity} ed il suo prototipo è:
3095 \index{insieme~di~processori|(}
3099 \fdecl{int sched\_setaffinity (pid\_t pid, size\_t setsize,
3101 \fdesc{Imposta la maschera di affinità di un processo.}
3103 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
3104 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3106 \item[\errcode{EINVAL}] il valore di \param{mask} contiene riferimenti a
3107 processori non esistenti nel sistema o a cui non è consentito l'accesso.
3108 \item[\errcode{EPERM}] il processo non ha i privilegi sufficienti per
3109 eseguire l'operazione.
3110 \item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
3112 ed inoltre anche \errval{EFAULT} nel suo significato generico.}
3115 Questa funzione e la corrispondente \func{sched\_setaffinity} hanno una storia
3116 abbastanza complessa, la sottostante \textit{system call} infatti prevede
3117 l'uso di due soli argomenti (per il pid e l'indicazione della maschera dei
3118 processori), che corrispondono al fatto che l'implementazione effettiva usa
3119 una semplice maschera binaria. Quando le funzioni vennero incluse nelle
3120 \acr{glibc} assunsero invece un prototipo simile a quello mostrato però con il
3121 secondo argomento di tipo \ctyp{unsigned int}. A complicare la cosa si
3122 aggiunge il fatto che nella versione 2.3.3 delle \acr{glibc} detto argomento
3123 venne stato eliminato, per poi essere ripristinato nella versione 2.3.4 nella
3124 forma attuale.\footnote{pertanto se la vostra pagina di manuale non è
3125 aggiornata, o usate quella particolare versione delle \acr{glibc}, potrete
3126 trovare indicazioni diverse, il prototipo illustrato è quello riportato
3127 nella versione corrente (maggio 2008) delle pagine di manuale e
3128 corrispondente alla definizione presente in \file{sched.h}.}
3130 La funzione imposta, con l'uso del valore contenuto all'indirizzo
3131 \param{mask}, l'insieme dei processori sui quali deve essere eseguito il
3132 processo identificato tramite il valore passato in \param{pid}. Come in
3133 precedenza il valore nullo di \param{pid} indica il processo corrente. Per
3134 poter utilizzare questa funzione sono richiesti i privilegi di amministratore
3135 (è necessaria la capacità \const{CAP\_SYS\_NICE}) altrimenti essa fallirà con
3136 un errore di \errcode{EPERM}. Una volta impostata una maschera di affinità,
3137 questa viene ereditata attraverso una \func{fork}, in questo modo diventa
3138 possibile legare automaticamente un gruppo di processi ad un singolo
3141 Nell'uso comune, almeno con i kernel successivi alla serie 2.6.x, l'uso di
3142 questa funzione non è necessario, in quanto è lo scheduler stesso che provvede
3143 a mantenere al meglio l'affinità di processore. Esistono però esigenze
3144 particolari, ad esempio quando un processo (o un gruppo di processi) è
3145 utilizzato per un compito importante (ad esempio per applicazioni
3146 \textit{real-time} o la cui risposta è critica) e si vuole la massima
3147 velocità, e con questa interfaccia diventa possibile selezionare gruppi di
3148 processori utilizzabili in maniera esclusiva. Lo stesso dicasi quando
3149 l'accesso a certe risorse (memoria o periferiche) può avere un costo diverso a
3150 seconda del processore, come avviene nelle architetture NUMA
3151 (\textit{Non-Uniform Memory Access}).
3153 Infine se un gruppo di processi accede alle stesse risorse condivise (ad
3154 esempio una applicazione con più \itindex{thread} \textit{thread}) può avere
3155 senso usare lo stesso processore in modo da sfruttare meglio l'uso della sua
3156 cache; questo ovviamente riduce i benefici di un sistema multiprocessore
3157 nell'esecuzione contemporanea dei \itindex{thread} \textit{thread}, ma in
3158 certi casi (quando i \itindex{thread} \textit{thread} sono inerentemente
3159 serializzati nell'accesso ad una risorsa) possono esserci sufficienti vantaggi
3160 nell'evitare la perdita della cache da rendere conveniente l'uso dell'affinità
3163 Dato che il numero di processori può variare a seconda delle architetture, per
3164 semplificare l'uso dell'argomento \param{mask} le \acr{glibc} hanno introdotto
3165 un apposito dato di tipo, \type{cpu\_set\_t},\footnote{questa è una estensione
3166 specifica delle \acr{glibc}, da attivare definendo la macro
3167 \macro{\_GNU\_SOURCE}, non esiste infatti una standardizzazione per questo
3168 tipo di interfaccia e POSIX al momento non prevede nulla al riguardo.} che
3169 permette di identificare un insieme di processori. Il dato è normalmente una
3170 maschera binaria: nei casi più comuni potrebbe bastare un intero a 32 bit, in
3171 cui ogni bit corrisponde ad un processore, ma oggi esistono architetture in
3172 cui questo numero può non essere sufficiente, e per questo è stato creato
3173 questo \index{tipo!opaco} tipo opaco e una interfaccia di gestione che
3174 permette di usare a basso livello un tipo di dato qualunque rendendosi
3175 indipendenti dal numero di bit e dalla loro disposizione. Per questo le
3176 funzioni richiedono anche che oltre all'insieme di processori si indichi anche
3177 la dimensione dello stesso con l'argomento \param{setsize}, per il quale, se
3178 non si usa l'allocazione dinamica che vedremo a breve, ed è in genere
3179 sufficiente passare il valore \code{sizeof(cpu\_set\_t)}.
3181 L'interfaccia di gestione degli insiemi di processori, oltre alla definizione
3182 del tipo \type{cpu\_set\_t}, prevede una serie di macro di preprocessore per
3183 la manipolazione degli stessi. Quelle di base, che consentono rispettivamente
3184 di svuotare un insieme, di aggiungere o togliere un processore o di verificare
3185 se esso è già presente in un insieme, sono le seguenti:
3191 \fdecl{void \macro{CPU\_ZERO}(cpu\_set\_t *set)}
3192 \fdesc{Inizializza un insieme di processori vuoto \param{set}.}
3193 \fdecl{void \macro{CPU\_SET}(int cpu, cpu\_set\_t *set)}
3194 \fdesc{Inserisce il processore \param{cpu} nell'insieme di processori \param{set}.}
3195 \fdecl{void \macro{CPU\_CLR}(int cpu, cpu\_set\_t *set)}
3196 \fdesc{Rimuove il processore \param{cpu} nell'insieme di processori \param{set}.}
3197 \fdecl{int \macro{CPU\_ISSET}(int cpu, cpu\_set\_t *set)}
3198 \fdesc{Controlla se il processore \param{cpu} è nell'insieme di processori \param{set}.}
3202 Queste macro che sono ispirate dalle analoghe usate per gli insiemi di
3203 \textit{file descriptor} (vedi sez.~\ref{sec:file_select}) e sono state
3204 introdotte con la versione 2.3.3 della \acr{glibc}. Tutte richiedono che si
3205 specifichi il numero di una CPU nell'argomento \param{cpu}, ed un insieme su
3206 cui operare. L'unica che ritorna un risultato è \macro{CPU\_ISSET}, che
3207 restituisce un intero da usare come valore logico (zero se la CPU non è
3208 presente, diverso da zero se è presente).
3210 Si tenga presente che trattandosi di macro l'argomento \param{cpu} può essere
3211 valutato più volte. Questo significa ad esempio che non si può usare al suo
3212 posto una funzione o un'altra macro, altrimenti queste verrebbero eseguite più
3213 volte, l'argomento cioè non deve avere \textsl{effetti collaterali} (in gergo
3214 \itindex{side!effects} \textit{side effects}).\footnote{nel linguaggio C si
3215 parla appunto di \textit{side effects} quando si usano istruzioni la cui
3216 valutazione comporta effetti al di fuori dell'istruzione stessa, come il
3217 caso indicato in cui si passa una funzione ad una macro che usa l'argomento
3218 al suo interno più volte, o si scrivono espressioni come \code{a=a++} in cui
3219 non è chiaro se prima avvenga l'incremento e poi l'assegnazione, ed il cui
3220 risultato dipende dall'implementazione del compilatore.}
3222 Le CPU sono numerate da zero (che indica la prima disponibile) fino ad
3223 un numero massimo che dipende dalla architettura hardware. La costante
3224 \const{CPU\_SETSIZE} indica il numero massimo di processori che possono far
3225 parte di un insieme (al momento vale sempre 1024), e costituisce un limite
3226 massimo al valore dell'argomento \param{cpu}.
3227 Dalla versione 2.6 della \acr{glibc} alle precedenti macro è stata aggiunta,
3228 per contare il numero di processori in un insieme, l'ulteriore:
3234 \fdecl{int \macro{CPU\_COUNT}(cpu\_set\_t *set)}
3235 \fdesc{Conta il numero di processori presenti nell'insieme \param{set}.}
3239 A partire dalla versione 2.7 della \acr{glibc} sono state introdotte altre
3240 macro che consentono ulteriori manipolazioni, in particolare si possono
3241 compiere delle operazioni logiche sugli insiemi di processori con:
3247 \fdecl{void \macro{CPU\_AND}(cpu\_set\_t *destset, cpu\_set\_t *srcset1, cpu\_set\_t *srcset2)}
3248 \fdesc{Esegue l'AND logico di due insiemi di processori.}
3249 \fdecl{void \macro{CPU\_OR}(cpu\_set\_t *destset, cpu\_set\_t *srcset1, cpu\_set\_t *srcset2)}
3250 \fdesc{Esegue l'OR logico di due insiemi di processori.}
3251 \fdecl{void \macro{CPU\_XOR}(cpu\_set\_t *destset, cpu\_set\_t *srcset1, cpu\_set\_t *srcset2)}
3252 \fdesc{Esegue lo XOR logico di due insiemi di processori.}
3253 \fdecl{int \macro{CPU\_EQUAL}(cpu\_set\_t *set1, cpu\_set\_t *set2)}
3254 \fdesc{Verifica se due insiemi di processori sono uguali.}
3258 Le prime tre macro richiedono due insiemi di partenza, \param{srcset1}
3259 e \param{srcset2} e forniscono in un terzo insieme \param{destset} (che può
3260 essere anche lo stesso di uno dei precedenti) il risultato della rispettiva
3261 operazione logica sui contenuti degli stessi. In sostanza con \macro{CPU\_AND}
3262 si otterrà come risultato l'insieme che contiene le CPU presenti in entrambi
3263 gli insiemi di partenza, con \macro{CPU\_OR} l'insieme che contiene le CPU
3264 presenti in uno qualunque dei due insiemi di partenza, e con \macro{CPU\_XOR}
3265 l'insieme che contiene le CPU presenti presenti in uno solo dei due insiemi di
3266 partenza. Infine \macro{CPU\_EQUAL} confronta due insiemi ed è l'unica che
3267 restituisce un intero, da usare come valore logico che indica se sono
3270 Inoltre, sempre a partire dalla versione 2.7 della \acr{glibc}, è stata
3271 introdotta la possibilità di una allocazione dinamica degli insiemi di
3272 processori, per poterli avere di dimensioni corrispondenti al numero di CPU
3273 effettivamente in gioco, senza dover fare riferimento necessariamente alla
3274 precedente dimensione preimpostata di 1024. Per questo motivo sono state
3275 definite tre ulteriori macro, che consentono rispettivamente di allocare,
3276 disallocare ed ottenere la dimensione in byte di un insieme di processori:
3282 \fdecl{cpu\_set\_t * \macro{CPU\_ALLOC}(num\_cpus)}
3283 \fdesc{Alloca dinamicamente un insieme di processori di dimensione voluta.}
3284 \fdecl{void \macro{CPU\_FREE}(cpu\_set\_t *set)}
3285 \fdesc{Disalloca un insieme di processori allocato dinamicamente.}
3286 \fdecl{size\_t \macro{CPU\_ALLOC\_SIZE}(num\_cpus)}
3287 \fdesc{Ritorna la dimensione di un insieme di processori allocato dinamicamente.}
3291 La prima macro, \macro{CPU\_ALLOC}, restituisce il puntatore ad un insieme di
3292 processori in grado di contenere almeno \param{num\_cpus} che viene allocato
3293 dinamicamente. Ogni insieme così allocato dovrà essere disallocato con
3294 \macro{CPU\_FREE} passandogli un puntatore ottenuto da una precedente
3295 \macro{CPU\_ALLOC}. La terza macro, \macro{CPU\_ALLOC\_SIZE}, consente di
3296 ottenere la dimensione in byte di un insieme allocato dinamicamente che
3297 contenga \param{num\_cpus} processori.
3299 Dato che le dimensioni effettive possono essere diverse le macro di gestione e
3300 manipolazione che abbiamo trattato in precedenza non si applicano agli insiemi
3301 allocati dinamicamente, per i quali dovranno sono state definite altrettante
3302 macro equivalenti contraddistinte dal suffisso \texttt{\_S}, che effettuano le
3303 stesse operazioni, ma richiedono in più un argomento
3304 aggiuntivo \param{setsize} che deve essere assegnato al valore ottenuto con
3305 \macro{CPU\_ALLOC\_SIZE}. Questo stesso valore deve essere usato per l'omonimo
3306 argomento delle funzioni \func{sched\_setaffinity} o \func{sched\_getaffinity}
3307 quando si vuole usare per l'argomento che indica la maschera di affinità un
3308 insieme di processori allocato dinamicamente.
3310 \index{insieme~di~processori|)}
3312 A meno di non aver utilizzato \func{sched\_setaffinity}, in condizioni
3313 ordinarie la maschera di affinità di un processo è preimpostata dal sistema in
3314 modo che esso possa essere eseguito su qualunque processore. Se ne può
3315 comunque ottenere il valore usando la funzione \funcd{sched\_getaffinity}, il
3320 \fdecl{int sched\_getaffinity (pid\_t pid, size\_t setsize,
3322 \fdesc{Legge la maschera di affinità di un processo.}
3324 {La funzione ritorna $0$ in caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual
3325 caso \var{errno} assumerà uno dei valori:
3327 \item[\errcode{EINVAL}] \param{setsize} è più piccolo delle dimensioni
3328 della maschera di affinità usata dal kernel.
3329 \item[\errcode{ESRCH}] il processo \param{pid} non esiste.
3331 ed inoltre anche \errval{EFAULT} nel suo significato generico.}
3334 La funzione restituirà all'indirizzo specificato da \param{mask} il valore
3335 della maschera di affinità del processo indicato dall'argomento \param{pid}
3336 (al solito un valore nullo indica il processo corrente) così da poterla
3337 riutilizzare per una successiva reimpostazione.
3339 È chiaro che queste funzioni per la gestione dell'affinità hanno significato
3340 soltanto su un sistema multiprocessore, esse possono comunque essere
3341 utilizzate anche in un sistema con un processore singolo, nel qual caso però
3342 non avranno alcun risultato effettivo.
3345 \itindend{scheduler}
3346 \itindend{CPU~affinity}
3349 \subsection{Le priorità per le operazioni di I/O}
3350 \label{sec:io_priority}
3352 A lungo l'unica priorità usata per i processi è stata quella relativa
3353 all'assegnazione dell'uso del processore. Ma il processore non è l'unica
3354 risorsa che i processi devono contendersi, un'altra, altrettanto importante
3355 per le prestazioni, è quella dell'accesso a disco. Per questo motivo nello
3356 sviluppo del kernel sono stati introdotti diversi \textit{I/O scheduler} in
3357 grado di distribuire in maniera opportuna questa risorsa ai vari processi.
3359 Fino al kernel 2.6.17 era possibile soltanto differenziare le politiche
3360 generali di gestione, scegliendo di usare un diverso \textit{I/O scheduler}. A
3361 partire da questa versione, con l'introduzione dello \textit{scheduler} CFQ
3362 (\textit{Completely Fair Queuing}) è divenuto possibile, qualora si usi questo
3363 \textit{scheduler}, impostare anche delle diverse priorità di accesso per i
3364 singoli processi.\footnote{al momento (kernel 2.6.31), le priorità di I/O sono
3365 disponibili soltanto per questo \textit{scheduler}.}
3367 La scelta di uno \textit{scheduler} di I/O si può fare in maniera generica per
3368 tutto il sistema all'avvio del kernel con il parametro di avvio
3369 \texttt{elevator},\footnote{per la trattazione dei parametri di avvio del
3370 kernel si rimanda al solito alla sez.~5.3 di \cite{AGL}.} cui assegnare il
3371 nome dello \textit{scheduler}, ma se ne può anche indicare uno specifico per
3372 l'accesso al singolo disco scrivendo nel file
3373 \texttt{/sys/block/\textit{<dev>}/queue/scheduler} (dove
3374 \texttt{\textit{<dev>}} è il nome del dispositivo associato al disco).
3376 Gli \textit{scheduler} disponibili sono mostrati dal contenuto dello stesso
3377 file che riporta fra parentesi quadre quello attivo, il default in tutti i
3378 kernel recenti è proprio il \texttt{cfq},\footnote{nome con cui si indica
3379 appunto lo \textit{scheduler} CFQ.} che supporta le priorità. Per i dettagli
3380 sulle caratteristiche specifiche degli altri \textit{scheduler}, la cui
3381 discussione attiene a problematiche di ambito sistemistico, si consulti la
3382 documentazione nella directory \texttt{Documentation/block/} dei sorgenti del
3385 Una volta che si sia impostato lo \textit{scheduler} CFQ ci sono due
3386 specifiche system call, specifiche di Linux, che consentono di leggere ed
3387 impostare le priorità di I/O.\footnote{se usate in corrispondenza ad uno
3388 \textit{scheduler} diverso il loro utilizzo non avrà alcun effetto.} Dato
3389 che non esiste una interfaccia diretta nelle \acr{glibc} per queste due
3390 funzioni\footnote{almeno al momento della scrittura di questa sezione, con la
3391 versione 2.11 della \acr{glibc}.} occorrerà invocarle tramite la funzione
3392 \func{syscall} (come illustrato in sez.~\ref{sec:proc_syscall}). Le due
3393 funzioni sono \funcd{ioprio\_get} ed \funcd{ioprio\_set}; i rispettivi
3397 \fhead{linux/ioprio.h}
3398 \fdecl{int ioprio\_get(int which, int who)}
3399 \fdesc{Legge la priorità di I/O di un processo.}
3400 \fdecl{int ioprio\_set(int which, int who, int ioprio)}
3401 \fdesc{Imposta la priorità di I/O di un processo.}
3403 {Le funzioni ritornano rispettivamente un intero positivo o 0 in caso di
3404 successo e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
3407 \item[\errcode{EINVAL}] i valori di \param{which} o di \param{ioprio} non
3409 \item[\errcode{EPERM}] non si hanno i privilegi per eseguire
3410 l'impostazione (solo per \func{ioprio\_set}).
3411 \item[\errcode{ESRCH}] non esiste un processo corrispondente alle indicazioni.
3415 Le funzioni leggono o impostano la priorità di I/O sulla base dell'indicazione
3416 dei due argomenti \param{which} e \param{who} che hanno lo stesso significato
3417 già visto per gli omonimi argomenti di \func{getpriority} e
3418 \func{setpriority}. Anche in questo caso si deve specificare il valore
3419 di \param{which} tramite le opportune costanti riportate in
3420 tab.~\ref{tab:ioprio_args} che consentono di indicare un singolo processo, i
3421 processi di un \textit{process group} (tratteremo questo argomento in
3422 sez.~\ref{sec:sess_proc_group}) o tutti i processi di un utente.
3427 \begin{tabular}[c]{|c|c|l|}
3429 \param{which} & \param{who} & \textbf{Significato} \\
3432 \const{IPRIO\_WHO\_PROCESS} & \type{pid\_t} & processo\\
3433 \const{IPRIO\_WHO\_PRGR} & \type{pid\_t} & \itindex{process~group}
3434 \textit{process group}\\
3435 \const{IPRIO\_WHO\_USER} & \type{uid\_t} & utente\\
3438 \caption{Legenda del valore dell'argomento \param{which} e del tipo
3439 dell'argomento \param{who} delle funzioni \func{ioprio\_get} e
3440 \func{ioprio\_set} per le tre possibili scelte.}
3441 \label{tab:ioprio_args}
3444 In caso di successo \func{ioprio\_get} restituisce un intero positivo che
3445 esprime il valore della priorità di I/O, questo valore è una maschera binaria
3446 composta da due parti, una che esprime la \textsl{classe} di
3447 \textit{scheduling} di I/O del processo, l'altra che esprime, quando la classe
3448 di \textit{scheduling} lo prevede, la priorità del processo all'interno della
3449 classe stessa. Questo stesso formato viene utilizzato per indicare il valore
3450 della priorità da impostare con l'argomento \param{ioprio} di
3455 \begin{tabular}[c]{|l|p{8cm}|}
3457 \textbf{Macro} & \textbf{Significato}\\
3460 \macro{IOPRIO\_PRIO\_CLASS}\texttt{(\textit{value})}
3461 & dato il valore di una priorità come
3462 restituito da \func{ioprio\_get} estrae il
3463 valore della classe.\\
3464 \macro{IOPRIO\_PRIO\_DATA}\texttt{(\textit{value})}
3465 & dato il valore di una priorità come
3466 restituito da \func{ioprio\_get} estrae il
3467 valore della priorità.\\
3468 \macro{IOPRIO\_PRIO\_VALUE}\texttt{(\textit{class},\textit{prio})}
3469 & dato un valore di priorità ed una classe
3470 ottiene il valore numerico da passare a
3471 \func{ioprio\_set}.\\
3474 \caption{Le macro per la gestione dei valori numerici .}
3475 \label{tab:IOsched_class_macro}
3479 Per la gestione dei valori che esprimono le priorità di I/O sono state
3480 definite delle opportune macro di preprocessore, riportate in
3481 tab.~\ref{tab:IOsched_class_macro}. I valori delle priorità si ottengono o si
3482 impostano usando queste macro. Le prime due si usano con il valore restituito
3483 da \func{ioprio\_get} e per ottenere rispettivamente la classe di
3484 \textit{scheduling}\footnote{restituita dalla macro con i valori di
3485 tab.~\ref{tab:IOsched_class}.} e l'eventuale valore della priorità. La terza
3486 macro viene invece usata per creare un valore di priorità da usare come
3487 argomento di \func{ioprio\_set} per eseguire una impostazione.
3492 \begin{tabular}[c]{|l|l|}
3494 \textbf{Classe} & \textbf{Significato} \\
3497 \const{IOPRIO\_CLASS\_RT} & \textit{Scheduling} di I/O \textit{real-time}.\\
3498 \const{IOPRIO\_CLASS\_BE} & \textit{Scheduling} di I/O ordinario.\\
3499 \const{IOPRIO\_CLASS\_IDLE}& \textit{Scheduling} di I/O di priorità minima.\\
3502 \caption{Costanti che identificano le classi di \textit{scheduling} di I/O.}
3503 \label{tab:IOsched_class}
3506 Le classi di \textit{scheduling} previste dallo \textit{scheduler} CFQ sono
3507 tre, e ricalcano tre diverse modalità di distribuzione delle risorse analoghe
3508 a quelle già adottate anche nel funzionamento dello \textit{scheduler} del
3509 processore. Ciascuna di esse è identificata tramite una opportuna costante,
3510 secondo quanto riportato in tab.~\ref{tab:IOsched_class}.
3512 La classe di priorità più bassa è \const{IOPRIO\_CLASS\_IDLE}; i processi in
3513 questa classe riescono ad accedere a disco soltanto quando nessun altro
3514 processo richiede l'accesso. Occorre pertanto usarla con molta attenzione,
3515 perché un processo in questa classe può venire completamente bloccato quando
3516 ci sono altri processi in una qualunque delle altre due classi che stanno
3517 accedendo al disco. Quando si usa questa classe non ha senso indicare un
3518 valore di priorità, dato che in questo caso non esiste nessuna gerarchia e la
3519 priorità è identica, la minima possibile, per tutti i processi.
3521 La seconda classe di priorità di I/O è \const{IOPRIO\_CLASS\_BE} (il nome sta
3522 per \textit{best-effort}) che è quella usata ordinariamente da tutti
3523 processi. In questo caso esistono priorità diverse che consentono di
3524 assegnazione di una maggiore banda passante nell'accesso a disco ad un
3525 processo rispetto agli altri, con meccanismo simile a quello dei valori di
3526 \textit{nice} in cui si evita che un processo a priorità più alta possa
3527 bloccare indefinitamente quelli a priorità più bassa. In questo caso però le
3528 diverse priorità sono soltanto otto, indicate da un valore numerico fra 0 e 7
3529 e come per \textit{nice} anche in questo caso un valore più basso indica una
3533 Infine la classe di priorità di I/O \textit{real-time}
3534 \const{IOPRIO\_CLASS\_RT} ricalca le omonime priorità di processore: un
3535 processo in questa classe ha sempre la precedenza nell'accesso a disco
3536 rispetto a tutti i processi delle altre classi e di un processo nella stessa
3537 classe ma con priorità inferiore, ed è pertanto in grado di bloccare
3538 completamente tutti gli altri. Anche in questo caso ci sono 8 priorità diverse
3539 con un valore numerico fra 0 e 7, con una priorità più elevata per valori più
3542 In generale nel funzionamento ordinario la priorità di I/O di un processo
3543 viene impostata in maniera automatica nella classe \const{IOPRIO\_CLASS\_BE}
3544 con un valore ottenuto a partire dal corrispondente valore di \textit{nice}
3545 tramite la formula: $\mathtt{\mathit{prio}}=(\mathtt{\mathit{nice}}+20)/5$. Un
3546 utente ordinario può modificare con \func{ioprio\_set} soltanto le priorità
3547 dei processi che gli appartengono,\footnote{per la modifica delle priorità di
3548 altri processi occorrono privilegi amministrativi, ed in particolare la
3549 capacità \const{CAP\_SYS\_NICE} (vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}).}
3550 cioè quelli il cui \acr{uid} reale corrisponde all'\acr{uid} reale o effettivo
3551 del chiamante. Data la possibilità di ottenere un blocco totale del sistema,
3552 solo l'amministratore\footnote{o un processo con la capacità
3553 \const{CAP\_SYS\_ADMIN} (vedi sez.~\ref{sec:proc_capabilities}).} può
3554 impostare un processo ad una priorità di I/O nella classe
3555 \const{IOPRIO\_CLASS\_RT}, lo stesso privilegio era richiesto anche per la
3556 classe \const{IOPRIO\_CLASS\_IDLE} fino al kernel 2.6.24, ma dato che in
3557 questo caso non ci sono effetti sugli altri processi questo limite è stato
3558 rimosso a partire dal kernel 2.6.25.
3560 %TODO verificare http://lwn.net/Articles/355987/
3561 \section{Funzioni di gestione avanzata}
3562 \label{sec:proc_advanced_control}
3564 Nelle precedenti sezioni si sono trattate la gran parte delle funzioni che
3565 attengono alla gestione ordinaria dei processi e delle loro proprietà più
3566 comuni. Tratteremo qui alcune \textit{system call} dedicate alla gestione di
3567 funzionalità dei processi molto specifiche ed avanzate, il cui uso è in genere
3568 piuttosto ridotto. Trattandosi di problematiche abbastanza complesse, che
3569 spesso presuppongono la conoscenza di altri argomenti trattati nel seguito
3570 della guida, si può saltare questa sezione in una prima lettura, tornando su
3571 di essa in un secondo tempo.
3574 \subsection{La funzione \func{prctl}}
3575 \label{sec:process_prctl}
3577 Benché la gestione ordinaria possa essere effettuata attraverso le funzioni
3578 che abbiamo già esaminato nelle sezioni precedenti, esistono una serie di
3579 proprietà e caratteristiche particolari dei processi non coperte da esse, per
3580 la cui gestione è stata predisposta una apposita \textit{system call} che
3581 fornisce una interfaccia generica per tutte le operazioni specialistiche. La
3582 funzione è \funcd{prctl} ed il suo prototipo è:\footnote{la funzione non è
3583 standardizzata ed è specifica di Linux, anche se ne esiste una analoga in
3584 IRIX; è stata introdotta con il kernel 2.1.57.}
3588 \fdecl{int prctl(int option, unsigned long arg2, unsigned long arg3, unsigned
3590 \phantom{int prctl(}unsigned long arg5)}
3591 \fdesc{Esegue una operazione speciale sul processo corrente.}
3593 {La funzione ritorna $0$ o un valore positivo dipendente dall'operazione in
3594 caso di successo e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà
3595 valori diversi a seconda del tipo di operazione richiesta (in genere
3596 \errval{EINVAL} o \errval{EPERM}).}
3599 La funzione ritorna un valore nullo o positivo in caso di successo e $-1$ in
3600 caso di errore; il significato degli argomenti della funzione successivi al
3601 primo, il valore di ritorno in caso di successo, il tipo di errore restituito
3602 in \var{errno} dipendono dall'operazione eseguita, indicata tramite il primo
3603 argomento, \param{option}. Questo è un valore intero che identifica
3604 l'operazione, e deve essere specificato con l'uso di una delle costanti
3605 predefinite del seguente elenco, che illustra quelle disponibili al
3606 momento:\footnote{alla stesura di questa sezione, cioè con il kernel 3.2.}
3608 \begin{basedescript}{\desclabelstyle{\pushlabel}}
3609 \item[\const{PR\_CAPBSET\_READ}] Controlla la disponibilità di una delle
3610 \itindex{capabilities} \textit{capabilities} (vedi
3611 sez.~\ref{sec:proc_capabilities}). La funzione ritorna 1 se la capacità
3612 specificata nell'argomento \param{arg2} (con una delle costanti di
3613 tab.~\ref{tab:proc_capabilities}) è presente nel \textit{capabilities
3614 bounding set} del processo e zero altrimenti, se \param{arg2} non è un
3615 valore valido si avrà un errore di \errval{EINVAL}. Introdotta a partire
3618 \item[\const{PR\_CAPBSET\_DROP}] Rimuove permanentemente una delle
3619 \itindex{capabilities} \textit{capabilities} (vedi
3620 sez.~\ref{sec:proc_capabilities}) dal processo e da tutti i suoi
3621 discendenti. La funzione cancella la capacità specificata
3622 nell'argomento \param{arg2} con una delle costanti di
3623 tab.~\ref{tab:proc_capabilities} dal \textit{capabilities bounding set}
3624 \itindex{capabilities~bounding~set} del processo. L'operazione richiede i
3625 privilegi di amministratore (la capacità \const{CAP\_SETPCAP}), altrimenti
3626 la chiamata fallirà con un errore di \errcode{EPERM}; se il valore
3627 di \param{arg2} non è valido o se il supporto per le \textit{file
3628 capabilities} non è stato compilato nel kernel la chiamata fallirà con un
3629 errore di \errval{EINVAL}. Introdotta a partire dal kernel 2.6.25.
3631 \item[\const{PR\_SET\_DUMPABLE}] Imposta il flag che determina se la
3632 terminazione di un processo a causa di un segnale per il quale è prevista la
3633 generazione di un file di \itindex{core~dump} \textit{core dump} (vedi
3634 sez.~\ref{sec:sig_standard}) lo genera effettivamente. In genere questo flag
3635 viene attivato automaticamente, ma per evitare problemi di sicurezza (la
3636 generazione di un file da parte di processi privilegiati può essere usata
3637 per sovrascriverne altri) viene cancellato quando si mette in esecuzione un
3638 programma con i bit \acr{suid} e \acr{sgid} attivi (vedi
3639 sez.~\ref{sec:file_special_perm}) o con l'uso delle funzioni per la modifica
3640 degli \acr{uid} dei processi (vedi sez.~\ref{sec:proc_setuid}).
3642 L'operazione è stata introdotta a partire dal kernel 2.3.20, fino al kernel
3643 2.6.12 e per i kernel successivi al 2.6.17 era possibile usare solo un
3644 valore 0 di \param{arg2} per disattivare il flag ed un valore 1 per
3645 attivarlo. Nei kernel dal 2.6.13 al 2.6.17 è stato supportato anche il
3646 valore 2, che causava la generazione di un \itindex{core~dump} \textit{core
3647 dump} leggibile solo dall'amministratore, ma questa funzionalità è stata
3648 rimossa per motivi di sicurezza, in quanto consentiva ad un utente normale
3649 di creare un file di \textit{core dump} appartenente all'amministratore in
3650 directory dove l'utente avrebbe avuto permessi di accesso.
3652 \item[\const{PR\_GET\_DUMPABLE}] Ottiene come valore di ritorno della funzione
3653 lo stato corrente del flag che controlla la effettiva generazione dei
3654 \itindex{core~dump} \textit{core dump}. Introdotta a partire dal kernel
3657 \item[\const{PR\_SET\_ENDIAN}] Imposta la \itindex{endianness}
3658 \textit{endianness} del processo chiamante secondo il valore fornito
3659 in \param{arg2}. I valori possibili sono sono: \const{PR\_ENDIAN\_BIG}
3660 (\textit{big endian}), \const{PR\_ENDIAN\_LITTLE} (\textit{little endian}),
3661 e \const{PR\_ENDIAN\_PPC\_LITTLE} (lo pseudo \textit{little endian} del
3662 PowerPC). Introdotta a partire dal kernel 2.6.18, solo per architettura
3665 \item[\const{PR\_GET\_ENDIAN}] Ottiene il valore della \itindex{endianness}
3666 \textit{endianness} del processo chiamante, salvato sulla variabile puntata
3667 da \param{arg2} che deve essere passata come di tipo ``\ctyp{int
3668 *}''. Introdotta a partire dal kernel 2.6.18, solo su PowerPC.
3670 \item[\const{PR\_SET\_FPEMU}] Imposta i bit di controllo per l'emulazione
3671 della virgola mobile su architettura ia64, secondo il valore
3672 di \param{arg2}, si deve passare \const{PR\_FPEMU\_NOPRINT} per emulare in
3673 maniera trasparente l'accesso alle operazioni in virgola mobile, o
3674 \const{PR\_FPEMU\_SIGFPE} per non emularle ed inviare il segnale
3675 \signal{SIGFPE} (vedi sez.~\ref{sec:sig_prog_error}). Introdotta a partire
3676 dal kernel 2.4.18, solo su architettura ia64.
3678 \item[\const{PR\_GET\_FPEMU}] Ottiene il valore dei flag di controllo
3679 dell'emulazione della virgola mobile, salvato all'indirizzo puntato
3680 da \param{arg2}, che deve essere di tipo ``\ctyp{int *}''. Introdotta a
3681 partire dal kernel 2.4.18, solo su architettura ia64.
3683 \item[\const{PR\_SET\_FPEXC}] Imposta la modalità delle eccezioni in virgola
3684 mobile (\textit{floating-point exception mode}) al valore di \param{arg2}.
3685 I valori possibili sono:
3687 \item \const{PR\_FP\_EXC\_SW\_ENABLE} per usare FPEXC per le eccezioni,
3688 \item \const{PR\_FP\_EXC\_DIV} per la divisione per zero in virgola mobile,
3689 \item \const{PR\_FP\_EXC\_OVF} per gli overflow,
3690 \item \const{PR\_FP\_EXC\_UND} per gli underflow,
3691 \item \const{PR\_FP\_EXC\_RES} per risultati non esatti,
3692 \item \const{PR\_FP\_EXC\_INV} per operazioni invalide,
3693 \item \const{PR\_FP\_EXC\_DISABLED} per disabilitare le eccezioni,
3694 \item \const{PR\_FP\_EXC\_NONRECOV} per usare la modalità di eccezione
3695 asincrona non recuperabile,
3696 \item \const{PR\_FP\_EXC\_ASYNC} per usare la modalità di eccezione
3697 asincrona recuperabile,
3698 \item \const{PR\_FP\_EXC\_PRECISE} per la modalità precisa di
3699 eccezione.\footnote{trattasi di gestione specialistica della gestione
3700 delle eccezioni dei calcoli in virgola mobile che, i cui dettagli al
3701 momento vanno al di là dello scopo di questo testo.}
3703 Introdotta a partire dal kernel 2.4.21, solo su PowerPC.
3705 \item[\const{PR\_GET\_FPEXC}] Ottiene il valore della modalità delle eccezioni
3706 delle operazioni in virgola mobile, salvata all'indirizzo
3707 puntato \param{arg2}, che deve essere di tipo ``\ctyp{int *}''. Introdotta
3708 a partire dal kernel 2.4.21, solo su PowerPC.
3710 \item[\const{PR\_SET\_KEEPCAPS}] Consente di controllare quali
3711 \itindex{capabilities} \textit{capabilities} vengono cancellate quando si
3712 esegue un cambiamento di \acr{uid} del processo (per i dettagli si veda
3713 sez.~\ref{sec:proc_capabilities}, in particolare quanto illustrato a
3714 pag.~\pageref{sec:capability-uid-transition}). Un valore nullo (il default)
3715 per \param{arg2} comporta che vengano cancellate, il valore 1 che vengano
3716 mantenute, questo valore viene sempre cancellato attraverso una \func{exec}.
3717 L'uso di questo flag è stato sostituito, a partire dal kernel 2.6.26, dal
3718 flag \const{SECURE\_KEEP\_CAPS} dei \itindex{securebits} \textit{securebits}
3719 (vedi l'uso di \const{PR\_SET\_SECUREBITS} più avanti). Introdotta a partire
3722 \item[\const{PR\_GET\_KEEPCAPS}] Ottiene come valore di ritorno della funzione
3723 il valore del flag di controllo delle \itindex{capabilities}
3724 \textit{capabilities} impostato con \const{PR\_SET\_KEEPCAPS}. Introdotta a
3725 partire dal kernel 2.2.18.
3727 \item[\const{PR\_SET\_NAME}] Imposta il nome del processo chiamante alla
3728 stringa puntata da \param{arg2}, che deve essere di tipo ``\ctyp{char *}''. Il
3729 nome può essere lungo al massimo 16 caratteri, e la stringa deve essere
3730 terminata da NUL se più corta. Introdotta a partire dal kernel 2.6.9.
3732 \item[\const{PR\_GET\_NAME}] Ottiene il nome del processo chiamante nella
3733 stringa puntata da \param{arg2}, che deve essere di tipo ``\ctyp{char *}'';
3734 si devono allocare per questo almeno 16 byte, e il nome sarà terminato da
3735 NUL se più corto. Introdotta a partire dal kernel 2.6.9.
3737 \item[\const{PR\_SET\_PDEATHSIG}] Consente di richiedere l'emissione di un
3738 segnale, che sarà ricevuto dal processo chiamante, in occorrenza della
3739 terminazione del proprio processo padre; in sostanza consente di invertire
3740 il ruolo di \signal{SIGCHLD}. Il valore di \param{arg2} deve indicare il
3741 numero del segnale, o 0 per disabilitare l'emissione. Il valore viene
3742 automaticamente cancellato per un processo figlio creato con \func{fork}.
3743 Introdotta a partire dal kernel 2.1.57.
3745 \item[\const{PR\_GET\_PDEATHSIG}] Ottiene il valore dell'eventuale segnale
3746 emesso alla terminazione del padre, salvato all'indirizzo
3747 puntato \param{arg2}, che deve essere di tipo ``\ctyp{int *}''. Introdotta a
3748 partire dal kernel 2.3.15.
3750 \item[\const{PR\_SET\_SECCOMP}] Imposta il cosiddetto
3751 \itindex{secure~computing~mode} \textit{secure computing mode} per il
3752 processo corrente. Prevede come unica possibilità che \param{arg2} sia
3753 impostato ad 1. Una volta abilitato il \itindex{secure~computing~mode}
3754 \textit{secure computing mode} il processo potrà utilizzare soltanto un
3755 insieme estremamente limitato di \textit{system call}: \func{read},
3756 \func{write}, \func{\_exit} e \func{sigreturn}. Ogni altra \textit{system
3757 call} porterà all'emissione di un \func{SIGKILL} (vedi
3758 sez.~\ref{sec:sig_termination}). Il \textit{secure computing mode} è stato
3759 ideato per fornire un supporto per l'esecuzione di codice esterno non fidato
3760 e non verificabile a scopo di calcolo;\footnote{lo scopo è quello di poter
3761 vendere la capacità di calcolo della proprio macchina ad un qualche
3762 servizio di calcolo distribuito senza comprometterne la sicurezza
3763 eseguendo codice non sotto il proprio controllo.} in genere i dati vengono
3764 letti o scritti grazie ad un socket o una pipe, e per evitare problemi di
3765 sicurezza non sono possibili altre operazioni se non quelle citate.
3766 Introdotta a partire dal kernel 2.6.23, disponibile solo se si è abilitato
3767 il supporto nel kernel con \texttt{CONFIG\_SECCOMP}.
3769 \item[\const{PR\_GET\_SECCOMP}] Ottiene come valore di ritorno della funzione
3770 lo stato corrente del \textit{secure computing mode}, al momento attuale la
3771 funzione è totalmente inutile in quanto l'unico valore ottenibile è 0, dato
3772 che la chiamata di questa funzione in \itindex{secure~computing~mode}
3773 \textit{secure computing mode} comporterebbe l'emissione di
3774 \texttt{SIGKILL}, è stata comunque definita per eventuali estensioni future.
3775 Introdotta a partire dal kernel 2.6.23.
3777 \item[\const{PR\_SET\_SECUREBITS}] Imposta i \itindex{securebits}
3778 \textit{securebits} per il processo chiamante al valore indicato
3779 da \param{arg2}; per i dettagli sul significato dei \textit{securebits} si
3780 veda sez.~\ref{sec:proc_capabilities}, ed in particolare i valori di
3781 tab.~\ref{tab:securebits_values} e la relativa trattazione. L'operazione
3782 richiede i privilegi di amministratore (la \itindex{capabilities} capacità
3783 \const{CAP\_SETPCAP}), altrimenti la chiamata fallirà con un errore di
3784 \errval{EPERM}. Introdotta a partire dal kernel 2.6.26.
3786 \item[\const{PR\_GET\_SECUREBITS}] Ottiene come valore di ritorno della
3787 funzione l'impostazione corrente per i \itindex{securebits}
3788 \textit{securebits}. Introdotta a partire dal kernel 2.6.26.
3790 \item[\const{PR\_SET\_TIMING}] Imposta il metodo di temporizzazione del
3791 processo da indicare con il valore di \param{arg2}, attualmente i valori
3792 possibili sono due, con \const{PR\_TIMING\_STATISTICAL} si usa il metodo
3793 statistico tradizionale, con \const{PR\_TIMING\_TIMESTAMP} il più accurato
3794 basato su dei \textit{timestamp}, quest'ultimo però non è ancora
3795 implementato ed il suo uso comporta la restituzione di un errore di
3796 \errval{EINVAL}. Introdotta a partire dal kernel 2.6.0-test4.
3798 \item[\const{PR\_GET\_TIMING}] Ottiene come valore di ritorno della funzione
3799 il metodo di temporizzazione del processo attualmente in uso (uno dei due
3800 valori citati per \const{PR\_SET\_TIMING}). Introdotta a partire dal kernel
3803 \item[\const{PR\_SET\_TSC}] Imposta il flag che indica se il processo
3804 chiamante può leggere il registro di processore contenente il contatore dei
3805 \textit{timestamp} (TSC, o \textit{Time Stamp Counter}) da indicare con il
3806 valore di \param{arg2}. Si deve specificare \const{PR\_TSC\_ENABLE} per
3807 abilitare la lettura o \const{PR\_TSC\_SIGSEGV} per disabilitarla con la
3808 generazione di un segnale di \signal{SIGSEGV} (vedi
3809 sez.~\ref{sec:sig_prog_error}). La lettura viene automaticamente
3810 disabilitata se si attiva il \itindex{secure~computing~mode} \textit{secure
3811 computing mode}. Introdotta a partire dal kernel 2.6.26, solo su x86.
3813 \item[\const{PR\_GET\_TSC}] Ottiene il valore del flag che controlla la
3814 lettura del contattore dei \textit{timestamp}, salvato all'indirizzo
3815 puntato \param{arg2}, che deve essere di tipo ``\ctyp{int *}''. Introdotta a
3816 partire dal kernel 2.6.26, solo su x86.
3817 % articoli sul TSC e relativi problemi: http://lwn.net/Articles/209101/,
3818 % http://blog.cr0.org/2009/05/time-stamp-counter-disabling-oddities.html,
3819 % http://en.wikipedia.org/wiki/Time_Stamp_Counter
3821 \item[\const{PR\_SET\_UNALIGN}] Imposta la modalità di controllo per l'accesso
3822 a indirizzi di memoria non allineati, che in varie architetture risultano
3823 illegali, da indicare con il valore di \param{arg2}. Si deve specificare il
3824 valore \const{PR\_UNALIGN\_NOPRINT} per ignorare gli accessi non allineati,
3825 ed il valore \const{PR\_UNALIGN\_SIGBUS} per generare un segnale di
3826 \signal{SIGBUS} (vedi sez.~\ref{sec:sig_prog_error}) in caso di accesso non
3827 allineato. Introdotta con diverse versioni su diverse architetture.
3829 \item[\const{PR\_GET\_UNALIGN}] Ottiene il valore della modalità di controllo
3830 per l'accesso a indirizzi di memoria non allineati, salvato all'indirizzo
3831 puntato \param{arg2}, che deve essere di tipo \code{(int *)}. Introdotta con
3832 diverse versioni su diverse architetture.
3833 \item[\const{PR\_MCE\_KILL}] Imposta la politica di gestione degli errori
3834 dovuti a corruzione della memoria per problemi hardware. Questo tipo di
3835 errori vengono riportati dall'hardware di controllo della RAM e vengono
3836 gestiti dal kernel,\footnote{la funzionalità è disponibile solo sulle
3837 piattaforme più avanzate che hanno il supporto hardware per questo tipo di
3838 controlli.} ma devono essere opportunamente riportati ai processi che
3839 usano quella parte di RAM che presenta errori; nel caso specifico questo
3840 avviene attraverso l'emissione di un segnale di \signal{SIGBUS} (vedi
3841 sez.~\ref{sec:sig_prog_error}).\footnote{in particolare viene anche
3842 impostato il valore di \var{si\_code} in \struct{siginfo\_t} a
3843 \const{BUS\_MCEERR\_AO}; per il significato di tutto questo si faccia
3844 riferimento alla trattazione di sez.~\ref{sec:sig_sigaction}.}
3846 Il comportamento di default prevede che per tutti i processi si applichi la
3847 politica generale di sistema definita nel file
3848 \sysctlfile{vm/memory\_failure\_early\_kill}, ma specificando
3849 per \param{arg2} il valore \const{PR\_MCE\_KILL\_SET} è possibile impostare
3850 con il contenuto di \param{arg3} una politica specifica del processo
3851 chiamante. Si può tornare alla politica di default del sistema utilizzando
3852 invece per \param{arg2} il valore \const{PR\_MCE\_KILL\_CLEAR}. In tutti i
3853 casi, per compatibilità con eventuali estensioni future, tutti i valori
3854 degli argomenti non utilizzati devono essere esplicitamente posti a zero,
3855 pena il fallimento della chiamata con un errore di \errval{EINVAL}.
3857 In caso di impostazione di una politica specifica del processo con
3858 \const{PR\_MCE\_KILL\_SET} i valori di \param{arg3} possono essere soltanto
3859 due, che corrispondono anche al valore che si trova nell'impostazione
3860 generale di sistema di \texttt{memory\_failure\_early\_kill}, con
3861 \const{PR\_MCE\_KILL\_EARLY} si richiede l'emissione immediata di
3862 \signal{SIGBUS} non appena viene rilevato un errore, mentre con
3863 \const{PR\_MCE\_KILL\_LATE} il segnale verrà inviato solo quando il processo
3864 tenterà un accesso alla memoria corrotta. Questi due valori corrispondono
3865 rispettivamente ai valori 1 e 0 di
3866 \texttt{memory\_failure\_early\_kill}.\footnote{in sostanza nel primo caso
3867 viene immediatamente inviato il segnale a tutti i processi che hanno la
3868 memoria corrotta mappata all'interno del loro spazio degli indirizzi, nel
3869 secondo caso prima la pagina di memoria viene tolta dallo spazio degli
3870 indirizzi di ciascun processo, mentre il segnale viene inviato solo quei
3871 processi che tentano di accedervi.} Si può usare per \param{arg3} anche un
3872 terzo valore, \const{PR\_MCE\_KILL\_DEFAULT}, che corrisponde a impostare
3873 per il processo la politica di default.\footnote{si presume la politica di
3874 default corrente, in modo da non essere influenzati da un eventuale
3875 successivo cambiamento della stessa.} Introdotta a partire dal kernel
3877 \item[\const{PR\_MCE\_KILL\_GET}] Ottiene come valore di ritorno della
3878 funzione la politica di gestione degli errori dovuti a corruzione della
3879 memoria. Tutti gli argomenti non utilizzati (al momento tutti) devono essere
3880 nulli pena la ricezione di un errore di \errval{EINVAL}. Introdotta a
3881 partire dal kernel 2.6.32.
3882 \label{sec:prctl_operation}
3887 \subsection{La \textit{system call} \func{clone}}
3888 \label{sec:process_clone}
3890 La funzione tradizionale con cui creare un nuovo processo in un sistema
3891 Unix-like, come illustrato in sez.~\ref{sec:proc_fork}, è \func{fork}, ma con
3892 l'introduzione del supporto del kernel per i \textit{thread} (vedi
3893 cap.~\ref{cha:threads}), si è avuta la necessità di una interfaccia che
3894 consentisse un maggiore controllo sulla modalità con cui vengono creati nuovi
3895 processi, che poi è stata utilizzata anche per fornire supporto per le
3896 tecnologie di virtualizzazione dei processi (i cosiddetti \textit{container}).
3898 Per questo l'interfaccia per la creazione di un nuovo processo è stata
3899 delegata ad una nuova \textit{system call}, \func{sys\_clone}, che consente di
3900 reimplementare anche la tradizionale \func{fork}. In realtà in questo caso più
3901 che di nuovi processi si può parlare della creazioni di nuovi
3902 ``\textit{task}'' del kernel che possono assumere la veste sia di un processo
3903 classico isolato dagli altri come quelli trattati finora, che di un
3904 \textit{thread} in cui la memoria viene condivisa fra il processo chiamante ed
3905 il nuovo processo creato, come quelli che vedremo in
3906 sez.~\ref{sec:linux_thread}. Per evitare confusione fra \textit{thread} e
3907 processi ordinari, abbiamo deciso di usare la nomenclatura \textit{task} per
3908 indicare la unità di esecuzione generica messa a disposizione del kernel che
3909 \texttt{sys\_clone} permette di creare.
3911 Oltre a questo la funzione consente, ad uso delle nuove funzionalità di
3912 virtualizzazione dei processi, di creare nuovi \textit{namespace} per una
3913 serie di proprietà generali dei processi (come l'elenco dei PID, l'albero dei
3914 file, i \itindex{mount~point} \textit{mount point}, la rete, ecc.), che
3915 consentono di creare gruppi di processi che vivono in una sorta di spazio
3916 separato dagli altri, che costituisce poi quello che viene chiamato un
3919 La \textit{system call} richiede soltanto due argomenti: il
3920 primo, \param{flags}, consente di controllare le modalità di creazione del
3921 nuovo \textit{task}, il secondo, \param{child\_stack}, imposta l'indirizzo
3922 dello \itindex{stack} \textit{stack} per il nuovo \textit{task}, e deve essere
3923 indicato quando si intende creare un \textit{thread}. L'esecuzione del
3924 programma creato da \func{sys\_clone} riprende, come per \func{fork}, da
3925 dopo l'esecuzione della stessa.
3927 La necessità di avere uno \itindex{stack} \textit{stack} alternativo c'è solo
3928 quando si intende creare un \textit{thread}, in tal caso infatti il nuovo
3929 \textit{task} vede esattamente la stessa memoria del \textit{task}
3930 ``\textsl{padre}'',\footnote{in questo caso per padre si intende semplicemente
3931 il \textit{task} che ha eseguito \func{sys\_clone} rispetto al \textit{task}
3932 da essa creato, senza nessuna delle implicazioni che il concetto ha per i
3933 processi.} e nella sua esecuzione alla prima chiamata di una funzione
3934 andrebbe a scrivere sullo \textit{stack} usato anche dal padre (si ricordi
3935 quanto visto in sez.~\ref{sec:proc_mem_layout} riguardo all'uso dello
3938 Per evitare di doversi garantire contro la evidente possibilità di
3939 \itindex{race~condition} \textit{race condition} che questa situazione
3940 comporta (vedi sez.~\ref{sec:proc_race_cond} per una spiegazione della
3941 problematica) è necessario che il chiamante allochi preventivamente un'area di
3942 memoria. In genere lo si fa con una \func{malloc} che allochi un buffer che
3943 la funzione imposterà come \textit{stack} del nuovo processo, avendo
3944 ovviamente cura di non utilizzarlo direttamente nel processo chiamante.
3946 In questo modo i due \textit{task} avranno degli \textit{stack} indipendenti e
3947 non si dovranno affrontare problematiche di \itindex{race~condition}
3948 \textit{race condition}. Si tenga presente inoltre che in molte architetture
3949 di processore lo \textit{stack} cresce verso il basso, pertanto in tal caso
3950 non si dovrà specificare per \param{child\_stack} il puntatore restituito da
3951 \func{malloc}, ma un puntatore alla fine del buffer da essa allocato.
3953 Dato che tutto ciò è necessario solo per i \textit{thread} che condividono la
3954 memoria, la \textit{system call}, a differenza della funzione di libreria che
3955 vedremo a breve, consente anche di passare per \param{child\_stack} il valore
3956 \val{NULL}, che non imposta un nuovo \textit{stack}. Se infatti si crea un
3957 processo, questo ottiene un suo nuovo spazio degli indirizzi,\footnote{è
3958 sottinteso cioè che non si stia usando il flag \const{CLONE\_VM} che vedremo
3959 a breve.} ed in questo caso si applica la semantica del
3960 \itindex{copy~on~write} \textit{copy on write} illustrata in
3961 sez.~\ref{sec:proc_fork}, per cui le pagine dello \textit{stack} verranno
3962 automaticamente copiate come le altre e il nuovo processo avrà un suo
3963 \textit{stack} totalmente indipendente da quello del padre.
3965 Dato che l'uso principale della nuova \textit{system call} è quello relativo
3966 alla creazione dei \textit{thread}, le \acr{glibc} definiscono una funzione di
3967 libreria con una sintassi diversa, orientata a questo scopo, e la
3968 \textit{system call} resta accessibile solo se invocata esplicitamente come
3969 visto in sez.~\ref{sec:proc_syscall}.\footnote{ed inoltre per questa
3970 \textit{system call} non è disponibile la chiamata veloce con
3971 \texttt{vsyscall}.} La funzione di libreria si chiama semplicemente
3972 \funcd{clone} ed il suo prototipo è:
3976 \fdecl{int clone(int (*fn)(void *), void *child\_stack, int flags, void *arg,
3978 \phantom{int clone(}/* pid\_t *ptid, struct user\_desc *tls, pid\_t *ctid */ )}
3979 \fdesc{Crea un nuovo processo o \textit{thread}.}
3981 {La funzione ritorna il \textit{Thread ID} assegnato al nuovo processo in caso
3982 di successo e $-1$ per un errore, nel qual caso \var{errno} assumerà uno dei
3985 \item[\errcode{EAGAIN}] sono già in esecuzione troppi processi.
3986 \item[\errcode{EINVAL}] si è usata una combinazione non valida di flag o
3987 un valore nullo per \param{child\_stack}.
3988 \item[\errcode{ENOMEM}] non c'è memoria sufficiente per creare una nuova
3989 \struct{task\_struct} o per copiare le parti del contesto del chiamante
3990 necessarie al nuovo \textit{task}.
3991 \item[\errcode{EPERM}] non si hanno i privilegi di amministratore
3992 richiesti dai flag indicati.
3996 La funzione prende come primo argomento \param{fn} il puntatore alla funzione
3997 che verrà messa in esecuzione nel nuovo processo, che può avere un unico
3998 argomento di tipo puntatore a \ctyp{void}, il cui valore viene passato dal
3999 terzo argomento \param{arg}. Per quanto il precedente prototipo possa
4000 intimidire nella sua espressione, in realtà l'uso è molto semplice basterà
4001 definire una qualunque funzione \param{fn} che restituisce un intero ed ha
4002 come argomento un puntatore a \ctyp{void}, e \code{fn(arg)} sarà eseguita in
4005 Il nuovo processo resterà in esecuzione fintanto che la funzione \param{fn}
4006 non ritorna, o esegue \func{exit} o viene terminata da un segnale. Il valore
4007 di ritorno della funzione (o quello specificato con \func{exit}) verrà
4008 utilizzato come stato di uscita della funzione. I tre
4009 argomenti \param{ptid}, \param{tls} e \param{ctid} sono opzionali e sono
4010 presenti solo a partire dal kernel 2.6 ed usati principalmente per le funzioni
4011 di gestione dei \textit{thread} presenti nella \acr{glibc}.
4013 Il comportamento di \func{clone}, che si riflette sulle caratteristiche del
4014 nuovo processo da essa creato, è controllato dall'argomento \param{flags}, che
4015 deve essere specificato come maschera binaria, ottenuta con un OR aritmetico
4016 di una delle costanti del seguente elenco, che illustra quelle attualmente
4017 disponibili:\footnote{alla stesura di questa sezione, cioè con il kernel 3.2.}
4019 \begin{basedescript}{\desclabelstyle{\pushlabel}}
4021 \item[\const{CLONE\_CHILD\_CLEARTID}]
4022 \item[\const{CLONE\_CHILD\_SETTID}]
4023 \item[\const{CLONE\_FILES}]
4024 \item[\const{CLONE\_FS}]
4025 \item[\const{CLONE\_IO}]
4026 \item[\const{CLONE\_NEWIPC}]
4027 \item[\const{CLONE\_NEWNET}]
4028 \item[\const{CLONE\_NEWNS}]
4029 \item[\const{CLONE\_NEWPID}]
4030 \item[\const{CLONE\_NEWUTS}]
4031 \item[\const{CLONE\_PARENT}]
4032 \item[\const{CLONE\_PARENT\_SETTID}]
4033 \item[\const{CLONE\_PID}]
4034 \item[\const{CLONE\_PTRACE}]
4035 \item[\const{CLONE\_SETTLS}]
4036 \item[\const{CLONE\_SIGHAND}]
4037 \item[\const{CLONE\_STOPPED}]
4038 \item[\const{CLONE\_SYSVSEM}]
4039 \item[\const{CLONE\_THREAD}]
4040 \item[\const{CLONE\_UNTRACED}]
4041 \item[\const{CLONE\_VFORK}]
4042 \item[\const{CLONE\_VM}]
4046 \subsection{La funzione \func{ptrace}}
4047 \label{sec:process_ptrace}
4051 % TODO: trattare PTRACE_SEIZE, aggiunta con il kernel 3.1
4054 \subsection{La gestione delle operazioni in virgola mobile}
4055 \label{sec:process_fenv}
4059 % TODO eccezioni ed arrotondamenti per la matematica in virgola mobile
4060 % consultare la manpage di fenv, math_error, fpclassify, matherr, isgreater,
4061 % isnan, nan, INFINITY
4064 \subsection{L'accesso alle porte di I/O}
4065 \label{sec:process_io_port}
4068 % TODO l'I/O sulle porte di I/O
4069 % consultare le manpage di ioperm, iopl e outb
4070 % non c'entra nulla qui, va trovato un altro posto (altri meccanismi di I/O in
4076 %\subsection{La gestione di architetture a nodi multipli}
4077 %\label{sec:process_NUMA}
4079 % TODO trattare i cpuset, che attiene anche a NUMA, e che possono essere usati
4080 % per associare l'uso di gruppi di processori a gruppi di processi (vedi
4082 % TODO trattare getcpu, che attiene anche a NUMA, mettere qui anche
4083 % sched_getcpu, che potrebbe essere indipendente ma richiama getcpu
4085 %TODO trattare le funzionalità per il NUMA
4086 % vedi man numa e, mbind, get_mempolicy, set_mempolicy,
4087 % le pagine di manuale relative
4088 % vedere anche dove metterle...
4091 \section{Problematiche di programmazione multitasking}
4092 \label{sec:proc_multi_prog}
4094 Benché i processi siano strutturati in modo da apparire il più possibile come
4095 indipendenti l'uno dall'altro, nella programmazione in un sistema multitasking
4096 occorre tenere conto di una serie di problematiche che normalmente non
4097 esistono quando si ha a che fare con un sistema in cui viene eseguito un solo
4098 programma alla volta.
4100 Per questo motivo, essendo questo argomento di carattere generale, ci è parso
4101 opportuno introdurre sinteticamente queste problematiche, che ritroveremo a
4102 più riprese in capitoli successivi, in questa sezione conclusiva del capitolo
4103 in cui abbiamo affrontato la gestione dei processi, sottolineando come esse
4104 diventino cogenti quando invece si usano i \textit{thread}.
4107 \subsection{Le operazioni atomiche}
4108 \label{sec:proc_atom_oper}
4110 La nozione di \textsl{operazione atomica} deriva dal significato greco della
4111 parola atomo, cioè indivisibile; si dice infatti che un'operazione è atomica
4112 quando si ha la certezza che, qualora essa venga effettuata, tutti i passaggi
4113 che devono essere compiuti per realizzarla verranno eseguiti senza possibilità
4114 di interruzione in una fase intermedia.
4116 In un ambiente multitasking il concetto è essenziale, dato che un processo può
4117 essere interrotto in qualunque momento dal kernel che mette in esecuzione un
4118 altro processo o dalla ricezione di un segnale. Occorre pertanto essere
4119 accorti nei confronti delle possibili \itindex{race~condition} \textit{race
4120 condition} (vedi sez.~\ref{sec:proc_race_cond}) derivanti da operazioni
4121 interrotte in una fase in cui non erano ancora state completate.
4123 Nel caso dell'interazione fra processi la situazione è molto più semplice, ed
4124 occorre preoccuparsi della atomicità delle operazioni solo quando si ha a che
4125 fare con meccanismi di intercomunicazione (che esamineremo in dettaglio in
4126 cap.~\ref{cha:IPC}) o nelle operazioni con i file (vedremo alcuni esempi in
4127 sez.~\ref{sec:file_atomic}). In questi casi in genere l'uso delle appropriate
4128 funzioni di libreria per compiere le operazioni necessarie è garanzia
4129 sufficiente di atomicità in quanto le \textit{system call} con cui esse sono
4130 realizzate non possono essere interrotte (o subire interferenze pericolose) da
4133 Nel caso dei segnali invece la situazione è molto più delicata, in quanto lo
4134 stesso processo, e pure alcune \textit{system call}, possono essere interrotti
4135 in qualunque momento, e le operazioni di un eventuale \textit{signal handler}
4136 sono compiute nello stesso spazio di indirizzi del processo. Per questo, anche
4137 il solo accesso o l'assegnazione di una variabile possono non essere più
4138 operazioni atomiche (torneremo su questi aspetti in
4139 sez.~\ref{sec:sig_adv_control}).
4141 Qualora invece si usino i \textit{thread}, in cui lo spazio degli indirizzi è
4142 condiviso, il problema è sempre presente, perché qualunque \textit{thread} può
4143 interromperne un altro in qualunque momento e l'atomicità di qualunque
4144 operazione è messa in discussione, per cui l'assenza di eventuali
4145 \itindex{race~condition} \textit{race condition} deve essere sempre verificata
4146 nei minimi dettagli.
4148 In questo caso il sistema provvede un tipo di dato, il \type{sig\_atomic\_t},
4149 il cui accesso è assicurato essere atomico. In pratica comunque si può
4150 assumere che, in ogni piattaforma su cui è implementato Linux, il tipo
4151 \ctyp{int}, gli altri interi di dimensione inferiore ed i puntatori sono
4152 atomici. Non è affatto detto che lo stesso valga per interi di dimensioni
4153 maggiori (in cui l'accesso può comportare più istruzioni in assembler) o per
4154 le strutture di dati. In tutti questi casi è anche opportuno marcare come
4155 \direct{volatile} le variabili che possono essere interessate ad accesso
4156 condiviso, onde evitare problemi con le ottimizzazioni del codice.
4160 \subsection{Le \textit{race condition} ed i \textit{deadlock}}
4161 \label{sec:proc_race_cond}
4163 \itindbeg{race~condition}
4165 Si definiscono \textit{race condition} tutte quelle situazioni in cui processi
4166 diversi operano su una risorsa comune, ed in cui il risultato viene a
4167 dipendere dall'ordine in cui essi effettuano le loro operazioni. Il caso
4168 tipico è quello di un'operazione che viene eseguita da un processo in più
4169 passi, e può essere compromessa dall'intervento di un altro processo che
4170 accede alla stessa risorsa quando ancora non tutti i passi sono stati
4173 Dato che in un sistema multitasking ogni processo può essere interrotto in
4174 qualunque momento per farne subentrare un altro in esecuzione, niente può
4175 assicurare un preciso ordine di esecuzione fra processi diversi o che una
4176 sezione di un programma possa essere eseguita senza interruzioni da parte di
4177 altri. Queste situazioni comportano pertanto errori estremamente subdoli e
4178 difficili da tracciare, in quanto nella maggior parte dei casi tutto
4179 funzionerà regolarmente, e solo occasionalmente si avranno degli errori.
4181 Per questo occorre essere ben consapevoli di queste problematiche, e del fatto
4182 che l'unico modo per evitarle è quello di riconoscerle come tali e prendere
4183 gli adeguati provvedimenti per far sì che non si verifichino. Casi tipici di
4184 \textit{race condition} si hanno quando diversi processi accedono allo stesso
4185 file, o nell'accesso a meccanismi di intercomunicazione come la memoria
4188 In questi casi, se non si dispone della possibilità di eseguire atomicamente
4189 le operazioni necessarie, occorre che quelle parti di codice in cui si
4190 compiono le operazioni sulle risorse condivise (le cosiddette
4191 \index{sezione~critica} \textsl{sezioni critiche}) del programma, siano
4192 opportunamente protette da meccanismi di sincronizzazione (torneremo su queste
4193 problematiche di questo tipo in cap.~\ref{cha:IPC}).
4195 Nel caso dei \textit{thread} invece la situazione è molto più delicata e
4196 sostanzialmente qualunque accesso in memoria (a buffer, variabili o altro) può
4197 essere soggetto a \textit{race condition} dato potrebbe essere interrotto in
4198 qualunque momento da un altro \textit{thread}. In tal caso occorre pianificare
4199 con estrema attenzione l'uso delle variabili ed utilizzare i vari meccanismi
4200 di sincronizzazione che anche in questo caso sono disponibili (torneremo su
4201 queste problematiche di questo tipo in cap.~\ref{sez:thread_xxx})
4203 \itindbeg{deadlock} Un caso particolare di \textit{race condition} sono poi i
4204 cosiddetti \textit{deadlock} (traducibile in \textsl{condizione di stallo}),
4205 che particolarmente gravi in quanto comportano spesso il blocco completo di un
4206 servizio, e non il fallimento di una singola operazione. Per definizione un
4207 \textit{deadlock} è una situazione in cui due o più processi non sono più in
4208 grado di proseguire perché ciascuno aspetta il risultato di una operazione che
4209 dovrebbe essere eseguita dall'altro.
4211 L'esempio tipico di una situazione che può condurre ad un
4212 \textit{deadlock} è quello in cui un flag di
4213 ``\textsl{occupazione}'' viene rilasciato da un evento asincrono (come un
4214 segnale o un altro processo) fra il momento in cui lo si è controllato
4215 (trovandolo occupato) e la successiva operazione di attesa per lo sblocco. In
4216 questo caso, dato che l'evento di sblocco del flag è avvenuto senza che ce ne
4217 accorgessimo proprio fra il controllo e la messa in attesa, quest'ultima
4218 diventerà perpetua (da cui il nome di \textit{deadlock}).
4220 In tutti questi casi è di fondamentale importanza il concetto di atomicità
4221 visto in sez.~\ref{sec:proc_atom_oper}; questi problemi infatti possono essere
4222 risolti soltanto assicurandosi, quando essa sia richiesta, che sia possibile
4223 eseguire in maniera atomica le operazioni necessarie.
4225 \itindend{race~condition}
4229 \subsection{Le funzioni rientranti}
4230 \label{sec:proc_reentrant}
4232 \index{funzioni!rientranti|(}
4234 Si dice \textsl{rientrante} una funzione che può essere interrotta in
4235 qualunque punto della sua esecuzione ed essere chiamata una seconda volta da
4236 un altro \itindex{thread} \textit{thread} di esecuzione senza che questo
4237 comporti nessun problema nell'esecuzione della stessa. La problematica è
4238 comune nella programmazione \itindex{thread} \textit{multi-thread}, ma si
4239 hanno gli stessi problemi quando si vogliono chiamare delle funzioni
4240 all'interno dei gestori dei segnali.
4242 Fintanto che una funzione opera soltanto con le variabili locali è rientrante;
4243 queste infatti vengono allocate nello \itindex{stack} \textit{stack}, ed
4244 un'altra invocazione non fa altro che allocarne un'altra copia. Una funzione
4245 può non essere rientrante quando opera su memoria che non è nello
4246 \itindex{stack} \textit{stack}. Ad esempio una funzione non è mai rientrante
4247 se usa una \index{variabili!globali} variabile globale o
4248 \index{variabili!statiche} statica.
4250 Nel caso invece la funzione operi su un oggetto allocato dinamicamente, la
4251 cosa viene a dipendere da come avvengono le operazioni: se l'oggetto è creato
4252 ogni volta e ritornato indietro la funzione può essere rientrante, se invece
4253 esso viene individuato dalla funzione stessa due chiamate alla stessa funzione
4254 potranno interferire quando entrambe faranno riferimento allo stesso oggetto.
4255 Allo stesso modo una funzione può non essere rientrante se usa e modifica un
4256 oggetto che le viene fornito dal chiamante: due chiamate possono interferire
4257 se viene passato lo stesso oggetto; in tutti questi casi occorre molta cura da
4258 parte del programmatore.
4260 In genere le funzioni di libreria non sono rientranti, molte di esse ad
4261 esempio utilizzano \index{variabili!statiche} variabili statiche, le
4262 \acr{glibc} però mettono a disposizione due macro di compilatore,
4263 \macro{\_REENTRANT} e \macro{\_THREAD\_SAFE}, la cui definizione attiva le
4264 versioni rientranti di varie funzioni di libreria, che sono identificate
4265 aggiungendo il suffisso \code{\_r} al nome della versione normale.
4267 \index{funzioni!rientranti|)}
4270 % LocalWords: multitasking like VMS child process identifier pid sez shell fig
4271 % LocalWords: parent kernel init pstree keventd kswapd table struct linux call
4272 % LocalWords: nell'header scheduler system interrupt timer HZ asm Hertz clock
4273 % LocalWords: l'alpha tick fork wait waitpid exit exec image glibc int pgid ps
4274 % LocalWords: sid thread Ingo Molnar ppid getpid getppid sys unistd LD threads
4275 % LocalWords: void ForkTest tempnam pathname sibling cap errno EAGAIN ENOMEM
4276 % LocalWords: stack read only copy write tab client spawn forktest sleep PATH
4277 % LocalWords: source LIBRARY scheduling race condition printf descriptor dup
4278 % LocalWords: close group session tms lock vfork execve BSD stream main abort
4279 % LocalWords: SIGABRT SIGCHLD SIGHUP foreground SIGCONT termination signal ANY
4280 % LocalWords: handler kill EINTR POSIX options WNOHANG ECHILD option WUNTRACED
4281 % LocalWords: dump bits rusage getrusage heap const filename argv envp EACCES
4282 % LocalWords: filesystem noexec EPERM suid sgid root nosuid ENOEXEC ENOENT ELF
4283 % LocalWords: ETXTBSY EINVAL ELIBBAD BIG EFAULT EIO ENAMETOOLONG ELOOP ENOTDIR
4284 % LocalWords: ENFILE EMFILE argc execl path execv execle execlp execvp vector
4285 % LocalWords: list environ NULL umask pending utime cutime ustime fcntl linker
4286 % LocalWords: opendir libc interpreter FreeBSD capabilities Mandatory Access
4287 % LocalWords: Control MAC SELinux Security Modules LSM superuser uid gid saved
4288 % LocalWords: effective euid egid dell' fsuid fsgid getuid geteuid getgid SVr
4289 % LocalWords: getegid IDS NFS setuid setgid all' logout utmp screen xterm TODO
4290 % LocalWords: setreuid setregid FIXME ruid rgid seteuid setegid setresuid size
4291 % LocalWords: setresgid getresuid getresgid value result argument setfsuid DAC
4292 % LocalWords: setfsgid NGROUPS sysconf getgroups getgrouplist groups ngroups
4293 % LocalWords: setgroups initgroups patch LIDS CHOWN OVERRIDE Discrectionary PF
4294 % LocalWords: SEARCH chattr sticky NOATIME socket domain immutable append mmap
4295 % LocalWords: broadcast multicast multicasting memory locking mlock mlockall
4296 % LocalWords: shmctl ioperm iopl chroot ptrace accounting swap reboot hangup
4297 % LocalWords: vhangup mknod lease permitted inherited inheritable bounding AND
4298 % LocalWords: capability capget capset header ESRCH undef version obj clear PT
4299 % LocalWords: pag ssize length proc capgetp preemptive cache runnable contest
4300 % LocalWords: SIGSTOP soft slice nice niceness counter which SC switch side
4301 % LocalWords: getpriority who setpriority RTLinux RTAI Adeos fault FIFO COUNT
4302 % LocalWords: yield Robin setscheduler policy param OTHER priority setparam to
4303 % LocalWords: min getparam getscheduler interval robin ENOSYS fifo ping long
4304 % LocalWords: affinity setaffinity unsigned mask cpu NUMA CLR ISSET SETSIZE RR
4305 % LocalWords: getaffinity assembler deadlock REENTRANT SAFE tgz MYPGRP l'OR rr
4306 % LocalWords: WIFEXITED WEXITSTATUS WIFSIGNALED WTERMSIG WCOREDUMP WIFSTOPPED
4307 % LocalWords: WSTOPSIG opt char INTERP arg SIG IGN DFL mascheck grp FOWNER RAW
4308 % LocalWords: FSETID SETPCAP BIND SERVICE ADMIN PACKET IPC OWNER MODULE RAWIO
4309 % LocalWords: PACCT RESOURCE TTY CONFIG SETFCAP hdrp datap libcap lcap text tp
4310 % LocalWords: get ncap caps CapInh CapPrm fffffeff CapEff getcap STAT dall'I
4311 % LocalWords: inc PRIO SUSv PRGR prio SysV SunOS Ultrix sched timespec len sig
4312 % LocalWords: cpusetsize cpuset atomic tickless redirezione WCONTINUED stopped
4313 % LocalWords: waitid NOCLDSTOP ENOCHLD WIFCONTINUED ifdef endif idtype siginfo
4314 % LocalWords: infop ALL WEXITED WSTOPPED WNOWAIT signo CLD EXITED KILLED page
4315 % LocalWords: CONTINUED sources forking Spawned successfully executing exiting
4316 % LocalWords: next cat for COMMAND pts bash defunct TRAPPED DUMPED PR effects
4317 % LocalWords: SIGKILL static RLIMIT preemption PREEMPT VOLUNTARY IDLE RTPRIO
4318 % LocalWords: completely fair compat uniform CFQ queuing elevator dev cfq RT
4319 % LocalWords: documentation block syscall ioprio IPRIO CLASS class best effort
4320 % LocalWords: refresh semop dnotify MADV DONTFORK prctl WCLONE WALL big mount
4321 % LocalWords: WNOTHREAD DUMPABLE KEEPCAPS IRIX CAPBSET endianness endian flags
4322 % LocalWords: little PPC PowerPC FPEMU NOPRINT SIGFPE FPEXC point FP SW malloc
4323 % LocalWords: exception EXC ENABLE OVF overflow UND underflow RES INV DISABLED
4324 % LocalWords: NONRECOV ASYNC KEEP securebits NAME NUL PDEATHSIG SECCOMP VM FS
4325 % LocalWords: secure computing sigreturn TIMING STATISTICAL TSC MCE conditions
4326 % LocalWords: timestamp Stamp SIGSEGV UNALIGN SIGBUS MCEERR AO failure early
4327 % LocalWords: namespace vsyscall SETTID FILES NEWIPC NEWNET NEWNS NEWPID ptid
4328 % LocalWords: NEWUTS SETTLS SIGHAND SYSVSEM UNTRACED tls ctid CLEARTID panic
4329 % LocalWords: loader EISDIR SIGTRAP uninterrutible killable EQUAL sizeof XOR
4331 %%% Local Variables:
4333 %%% TeX-master: "gapil"
4335 % LocalWords: destset srcset ALLOC num cpus setsize emacs